JP3507080B2 - デジタルデータ伝送のための機器と方法 - Google Patents

デジタルデータ伝送のための機器と方法

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Description

【発明の詳細な説明】 この出願は、Shlomo RakibとYehuda Azenkotの発明に
より、1995年８月25日提出された米国特許出願番号08/5
19,630による_________に発行されたU.S.PatentNo.____
___の関連特許出願である、Shlomo RakibとYehuda Azen
kotによって発明され、1996年１月19日に提出された米
国特許出願番号08/588,650の関連特許である。両方とも
にここに参考文献として含まれる。
発明の分野 この発明は同軸ケーブルあるいは他の伝送メディアの
上でのデジタルデータの双方向性通信の分野に関するも
のである。特に、家庭あるいは企業や会社に対してケー
ブルテレビジョン、または、同軸ケーブル、光ファイバ
リンク、マイクロ波あるいは人工衛星リンクあるいは同
期CDMAシステム技術を使っている他の無線システム等の
組み合わせたメディアを経由して提供される、対話型の
テレビジョンサービス、デジタル電話、ビデオ電話会
議、ビデオオンディマンド、10メガビット／秒あるいは
メディアデータ速度においてのインターネット・アクセ
ス等を含む、多重チャネルのデジタルデータを提供する
分野に関するものである。これらのCATVシステム上で提
供される新しいサービスは以降補足サービスと呼ぶ。
発明の背景 単一のテレビジョンハイブリッドファイバ（以降HF
C）上でのネットワーク（以降CATVシステムと呼ぶ）上
で提供可能となるデータと、デジタル化されたビデオや
オーディオを含む数々のデジタルサービスを提供する双
方向性のデジタルデータ通信を多くの加入者にケーブル
テレビジョン同軸ネットワーク経由で供給するために
は、いくつかの問題が解決されなければならない。先
ず、 ビデオ電話会議やビデオオンディマン画像アプリケー
ションには、デジタル画像伝送を支援するためにバンド
幅が任意に変えられ、与えられた帯域幅の量が保証され
ることが必要である。すなわち、与えられたバンド幅
は、画像サービスが完了するまで、妨げられる事無く連
続的に利用可能とならなければならない。これらの要求
事項を解決するためには、地点間（Point to Point）の
LAN（Local Area Network）上でデジタルオーディオと
デジタルデータを送るために設計されたATMあるいはISD
N等のLAN用にすでに開発された、あるいは開発途中の、
よりレベルが高いプロトコルをCATV環境で使用しなけれ
ばならない。こうして、一個所から多点へのCATVの環境
にこれらのポイントツーポイントLAN用のプロトコルを
適合させることにおいて重要な問題が存在する。
第二に、バンド幅が足りるかどうか、複数のユーザ間
で利用可能なバンド幅をどう共有するかの問題がある。
複数のユーザは物理的に離れて存在し、どれだけのバン
ド幅をそれぞれのユーザが必要とするかは時間とともに
変化する。CATVシステムでは、一般的にはユーザ側のヘ
ッドエンドからのデジタルデータの通信は６メガヘルツ
だけの帯域幅が与えられ、さらに６メガヘルツ分の帯域
幅が他のCATVメディアの周波数領域で送信元側近傍の通
信に割り当てられている。これらの６メガヘルツバンド
はサービスが供給するすべてのデータを伝送するために
すべてのユーザによって共有されなくてはならない。画
像というのは絶え間なく広帯のバンド幅を必要とするア
プリケーションであるので、利用可能なバンド幅は、可
能な限り多くのユーザ間で帯域を供給するように、最大
の有効性で完全に利用されなくてはならない。
第三に、CATVシステムにはノイズと干渉の問題があ
る。受信時のノイズを下げる技術が使用されないなら、
使用不可能な程度まで補足サービスに悪影響をおよぼ
す。ケーブルテレビジョンの媒体はこの分野の専門家に
よく知られているとおり、多数の理由のためにノイズが
高い環境である。
４番目の主要な問題。これは、２番目の問題にも関連
する。データ伝送の同期の問題である。利用可能なバン
ド幅を最大限使用するために、すべての末端のユニット
と中央のユニットの間に同期が維持されなくてはならな
い。もし同期が維持されないなら、同時に利用可能なバ
ンド幅を共有することができるユーザの数は減らされ
る。
加えるに、符号分割多重通信（以降CDMA）技術のコー
ドの間における符号間干渉と部分的な相互相関を削除す
ることについての問題がある。CDMA技術は疑似２地点間
接続からヘッドエンドへの複数ユーザに対する同時なサ
ポートをするための発明でよく使われる。CDMAは従来技
術で公知のものであって、周波数分割多重化における帯
域幅割り振り、時間分割多重化における同期の維持を必
要としないという利点を持っている。しかしながら、ユ
ーザにとって受け入れられるシステムにするためには、
先に述べた解決されなくてはならない問題を持ってい
る。加えるに、サポートされるユーザの数を最大にする
ために、フレーム同期をこの発明で使う。発明者によっ
て解決された問題の１つが物理的に分散して存在する複
数の送信機を持ったシステムでこのフレーム同期を達成
する方法である。
もちろんすべての基本バンドでない（nonbaseband）C
DMAシステムは、この分野でよく知られているように、
さらに２つの形式の同期を必要とする：最初に、復調器
に信号を送る受信装置の局部発振器とキャリアとの間に
位相と周波数に同期がなければならない。同じく、この
分野で知られているように、すべてのCDMAシステムは、
拡散を戻す（despreading）回路に入れられた擬似雑音
（pseudonoise）コード（以降PNコード）信号列が送信
機の拡散回路の中に入れられたPNコードとまったく同じ
であるだけではなく正確に同相であるように、クロック
再生の同期を必要とする。さらに、拡散を戻す回路から
出てくる基本バンドのデータ信号列を正確にサンプルす
ることが可能であると記号信号境界がわかるように、CD
MAシステムではクロック再生が必要である。目的を達す
るために、これらの形式のCATV CDMAシステムでの同期
をいかに達成するかということが解決されなくてはなら
ない問題の一つである。
さらに、物理的に分散して配備されている多数の送信
機がそれぞれ異なった拡散コードを使うというCDMAシス
テムにおいて、異なった送信機からの信号が異なった信
号強度で中央装置に到着することはありえる。これは異
なったコードの間にある程度の相互相関を起こして、
「遠近」問題として知られている事が生じる。強い信号
が弱い信号を受信不能にし誤り率が高くなるのを防ぐた
めに、「遠近」問題は解決されなくてはならない。
CATVシステムの上で双方向にデジタルデータを伝送す
る試みの例がサイエンティフィックアトランタ（Scient
ific Atlanta）に認可された米国（U.S.）特許4,912,72
1と5,235,619に示される技術である。これらのシステム
では、ダイレクトシークエンス周波数拡散技術がCATVシ
ステムのノイズ問題を克服するために使われている。し
かし符号分割多重アクセスによっての複数ユーザのサポ
ートは追求されていない。サイエンティフィックアトラ
ンタの特許はシングルユーザのためのダイレクトシーク
エンス周波数拡散システムである。CDMA複数ユーザのシ
ステムにおいてユーザの数を最大にするために必要なフ
レーム同期を達成する方法の言及はない。サイエンティ
フィックアトランタの特許においては、それぞれのユー
ザがヘッドエンドにビリング処理とデータ請求を送り、
そのユーザに割り当てられたタイムスロットの間にケー
ブルテレビジョンプログラミング以外の補足サービスに
関係するデータをユーザのサイトの遠隔ユニットに送信
する。擬似雑音拡散コードを使って、一つのタイムスロ
ット毎に１人の割合でユーザにデータが伝送されてい
る。直交（orthogonal）するコードの使用は米国特許4,
912,721では言及されていない。それ故に、１人のユー
ザだけがある時間に補足サービスに占有された利用可能
なバンド幅を使うことができる。したがって、すべての
ユーザが利用可能なバンド幅を共有するためには、時分
割多重通信が使われなくてはならず、ダイレクトシーク
エンス周波数拡散技術は、CATVチャネルのノイズと他の
不備を克服するという事のためだけに使われる。
CDMAの携帯電話システムは知られている。１つの例が
サンディエゴ、カリフォルニア（California）のQualco
mm社に降りた米国特許5,416,797である。このシステム
ではダイレクトシークエンス周波数拡散技術によって携
帯電話の複数ユーザによる使用がサポートされている。
直交するPNコードを使用する事により、ユーザ間の干渉
を最小にする。直交するPNコードは拡散と送信のタイミ
ングの制御をし、異なったユーザからのコードフレーム
が受信側で相互に並ぶようにする。それぞれのセルサイ
トがそのセルに特有であり、移動局によって初期のシス
テム同期の取得、時間、周波数とフェーズ追跡インフォ
メーションを提供するために使われるパイロットキャリ
ア信号を送信する。それぞれのセルが同じコードを使っ
てパイロット信号を拡散する。しかしセルがそれに特有
な位相のオフセットを使い、移動局はひとつのコードに
対してすべての位相の可能性でを検索することによって
同期を達成する。最も強いパイロット信号が追跡され
る。移動局は次に長いPNコード、インターリーバー（in
terleaver）フレームとボコーダー（vocoder）を同期し
うる同期情報とともに、システムID cnaセルID情報を伝
送する同期チャネルを捉える。通話が開始される時、PN
コードがその通話に割り当てられる。この通話の間に、
他のパイロット信号がもっと強くなるかを調べるため
に、パイロット信号が常に探知されている。外部のPNコ
ードを使い同じセルの中の信号を拡散し、他のセルから
の信号やマルチパスの信号から区別する。２番目の内部
コードを使い、同じセル内の異なったユーザの信号を区
別する。この内部コードは、ユーザの間の識別をつける
ためにそれぞれのユーザにたいして時間をシフトした最
大長のPNコードである。こと特許は６−11行の11コラム
で、移動局から異なったセルへの伝搬時間は異なるの
で、同時に２つのセルの外部コードのウォルシュ（Wals
h）関数の直交性のために必要とされる時間の整合条件
を満足させる事は可能ではないので、外部コードを使
い、違ったセルからの信号を区別する。可変的なレート
を音声チャネルに使い、送るべき有意義なデータがない
時の無駄な送信を防ぐ。ある地域内のすべてのセルは相
互間で１マイクロ秒以内の正確さで時間を合わせ容易な
ハンドオフが出来るようにしてある。これは、GPS人工
衛星から送信される時間に合わせる事で変調する。GPS
人工衛星はZulu時間に同期してある。
ケーブルネットワークが一般にヘッドエンドか中央局
を持ち、そこから画像が１つあるいは複数のメイントラ
ンクに繋がっている加入者に送信される。このメイント
ランクから加入者の家に繋がる、あるいは他のブランチ
等に繋がるブランチが伸びている。それぞれのブランチ
からトランクライン、あるいは他のブランチへの結合点
においては方向性結合器がついていて、信号の伝わる方
向を決め、ヘッドエンドから加入者への信号、あるいは
加入者からヘッドエンドへの信号という方向に伝わるよ
うにし、ヘッドエンドに送信された信号が反射されて他
の加入者に漏れないでようにしている。デジタル信号を
ビデオ用の同軸経由で送るためには、ヘッドエンドと加
入者位置においてモデムが必要である。モデムはデジタ
ルデータでをRFを変調して同軸に送りだし、またデジタ
ルデータで変調されたRF信号を同軸から受信して、そこ
からデジタルデータを取り出す。
RF信号がケーブルに沿って伝わり、方向性結合器が完
璧ではないから、反射が方向性結合器において起き、ノ
イズと干渉が生じる。これはインピーダンスの不整合と
距離によって、反対の極性の反射がしばしば生じるから
である。これらの反射は、時により信号振幅が増える、
あるいは、減るように発生する。それ故に、RF信号の振
幅が不規則に変動する。これらの不規則変動はデジタル
データを取り出す復調プロセスの間の識別をいっそう難
しくする。
さらに、それぞれの加入者はヘッドエンドから物理的
に異なった距離にいるから、それぞれの加入者のモデム
からの信号は異なった伝搬遅延のために異なった時にヘ
ッドエンドに到着する。デジタルデータがフレームで伝
送され、すべての加入者が同じフレームタイミングに同
期させられなくてはならないので、こうしたそれぞれの
加入者に異なった伝搬遅延が生じるという事はデータを
同期させることにおいて問題を起こす。
一般的な対話型のシステムは、双方向性の増幅器があ
る。それぞれの増幅器が２つのチャネルを持っている。
２つのチャネルのうちの１つにおいて、ヘッドエンドか
ら加入者へのデータ伝送のために45−750メガヘルツの
高周波数範囲で信号を増幅し、他方のチャネルにおいて
加入者からヘッドエンドへのデータ伝送のために５−42
メガヘルツの低周波数範囲で信号を増幅する。動作周波
数が高周波数あるいは低周波数範囲の端に近い時は、群
遅延ひずみによりノイズのない双方向性の通信に障害を
もたらすことになる。
他の形の線形障害は、システムに使われているのバン
ドパスフィルターが、全部の通過帯域において、特に帯
域端の周波数において、伝送関数の振幅特性が完全に平
坦ではない結果として生じる。
他の形の障害は、完全にターミネートされていないシ
ステムのターミネータにおいて生じる、いわゆる、加算
的障害である。これらのターミネータは空中線として働
き、FMラジオ局、CB無線、HF通信などから放送信号を拾
い上げる。他のノイズ源はシステムのターミネータ近く
で電気器具から火花が散るときの結果として生じる雑音
である。火花は白色雑音として、すべてのバンド幅に渡
っていて、稲妻のようなものである。加えるに、対話型
のシステムでの増幅器は時々発振しだしてしまい、ノイ
ズ源となってしまう。さらに加入者の家庭でのテレビジ
ョン受信機の中の水平あるいは縦の発振も同じくRFの妨
害信号を放射する。これらの妨害信号源はシステム内の
主要な雑音源である。
上記の数々の障害は線形障害と呼ばれている。システ
ムが線形の伝送関数を持つから、フーリエ（Fourier）
ドメインでは、すべて上記の障害効果は加算的に働くか
らである。
線形障害のほかに、非線形の障害が同じく存在する。
システムの増幅器のトランジスターの非線形の接合によ
って生み出された２次と３次の高調波が例である。多数
の正弦波信号が増幅器に到着すると、非線形の接合がミ
クサのように作用するから、到着する信号の高調波のほ
かにうなり周波数が生成される。
他の形式の非線形障害は、増幅器中の変圧器の磁心の
飽和作用から生じる低いうなり音である。これは、増幅
器に電力を供給するために同軸経由で送られる60ボルト
60ヘルツの交流矩形波のパルスから生じる。増幅器はこ
の矩形波を整流する整流器を備え、それから電力を得る
が、この過程で、低いうなり音のかたちでノイズを生成
する。この低いうなり音は整流変圧器の履歴曲線上の動
作点がどこにあるかによって生じている電源信号の振幅
変調が基本となる。
対話型のシステムが普通のケーブルテレビジョンサー
ビスの画像信号を提供するチャネルのほかに一般に別々
のデジタルデータ列を伝送できる数百以上のチャネルを
含む。デジタルデータをRF信号として送信するには、異
なる振幅と位相の組み合わせからなる非常に複雑な位相
座標を使い伝送すべきデジタル文字をコード化する。デ
ータ数が非常に多いので、異なったポイントの間のフェ
ーズと振幅における相違は大きくない。それ故に、上記
の障害は、何の文字が実際に送られたかについての検出
において、誤読を起こすことによるエラーを生じる。
デジタルデータを送受信するためにすべての加入者に
よって共有されなくてはならないヘッドエンドと加入者
の間の伝送路はただ１つだけである。従来技術の対話型
ケーブルテレビジョンシステムで試された１つのアプロ
ーチは４相（quadrature）位相偏移キーイング（QPSK）
変調方式による、時分割多重通信共有（TDMA）である。
TDMAシステムでは、それぞれの加入者がヘッドエンドに
データを伝送するための指定された短い時間帯を持つ。
TDMA方式は、アラインメントをするのが困難で複雑さを
ますという欠点を持っている。アラインメントとは、そ
れぞれの加入者からの信号が異なった伝搬時間を持つに
もかかわらず、適切な時間帯の間にヘッドエンドに到着
するように、それぞれの加入者の送信のタイミングを適
切に行う事である。TDMA多重通信方式ではアラインメン
トは重要である。それを達成することは難しい。
もう１つのTDMA方式が持つ難しさは狭帯域干渉によっ
てQPSK変調方式が影響を非常に受けやすい事にある。狭
帯域干渉は、デジタルデータが伝送されているチャネル
のバンド幅とほぼ同じバンド幅を持つボイス・オブ・ア
メリカ（Voice of America）あるいは高調波のような信
号が伝送メディアに混入する時、結果として生じる。一
般にこれは完全にターミネートされていない伝送経路の
末端において起きる。狭帯域干渉は受話器回路とすべて
の同期を達成するアラインメント回路に悪影響を与え
る。
TDMA方式の使用は狭帯域干渉や他のノイズが存在する
ときはアラインメントの問題を複雑にする。これは、同
期が短期間に行わなければならないからである。すべて
の加入者に対するヘッドエンドの同期が必要であるが、
これは、クロック信号やキャリアのような他のリファレ
ンス信号が別途伝送されないで伝送された信号から取り
出すことができなければならないからである。これらの
取り出された信号は送信データを検出することにおいて
システムの適正な動作に重要である。狭帯域干渉はどの
文字が伝送されたかを判断する判定回路に悪影響を与
え、よって誤り率を増す。誤り率が増えるとデータを再
送するためにバンド幅が浪費され、誤りを検出し補正す
るために、さらにデータと共に伝送されたECCの補正限
界を越えたエラーを再送するさせるために処理力が浪費
さる。
同じく、TDMA方式でタイムスロットが非常に短いか
ら、TDMAシステムは長時間に渡り爆発的に発生するノイ
ズによってデータを損失し易い。パルス的雑音の一般的
な爆発的発生はTDMAタイムスロットの長さと比較して非
常に長い。長いパルス的雑音はしばしばタイムスロット
群の打ち消してしまい、影響を受けたタイムスロットの
すべてのデータを再転送させなければならなくなる。FD
MA方式のような、より長い時間送信データのエネルギー
を拡散させた変調と多重接続方式はこのタイプのノイズ
の影響を受けにくい。しかしながら、FDMA方式は他の欠
点を持っている。
TDMA方式で使われるQPSK変調は周波数帯域の有効利用
から見て、すなわち、所定のバンド幅の上のビット／秒
／ヘルツでの送信のスピードに関して、最も効率的な変
調方式ではない。しかしながら、位相座標上のポイント
間の距離が十分に大きいから比較的良好な雑音に対する
強さを持続でき、QPSK変調が使われる。雑音に対する強
さとは所定のSN比のために耐えられると思われるビット
エラー率を達成するシステムの能力の事である。もしSN
比が所定の雑音に対する強さに対して減少するなら、ビ
ットエラー率は上昇する。
一般に、チャネルのバンド幅は６メガヘルツであり、
27メガビット／秒／ヘルツの周波数帯域の利用有効性が
望まれる。それ故に、162x1012のデータ転送速度が１つ
のチャネル上でこの一般的な周波数帯域の利用有効性と
バンド幅において達成可能である。しかしながら、QPSK
変調の周波数帯域の利用有効性が１ビット／秒／ヘルツ
かそれ以下のレベルであり、この変調方式は、ビデオオ
ンディマンド、ビデオ電子会議などのような高データ伝
送量のアプリケーションのためにはあまりにも遅い。
従来技術で試されたもう１つのアプローチが、周波数
分割多重通信（FDMA）である。加入者が異なった時にデ
ータを伝送するTDMAと対照的に、FDMAにおいては、それ
ぞれの加入者は異なった搬送周波数でデータを伝送す
る。FDMA方式にはTDMA方式とは異なった欠点がある。FD
MA方式には多数の搬送波があるから、受信した信号には
多くの相互変調がある。これらの相互変調は位相が合う
ように重ね合わさり、平均の信号よりはるかに振幅の大
きな信号のピークを持つ。信号の大きなピークを飽和せ
ずに処理するために足る直線性を持ったアナログ回路を
設計することは困難である。振幅の大きな信号のピーク
は、システムのアナログ回路の動作範囲において、しば
しば非線形あるいは飽和領域に達し、非直線性をもたら
す。この非直線性が無い場合でさえも、相互変調成分は
隣接チャネル間の漏れを起こし、誤り率を増やす傾向が
ある。
FDMA方式は同じく狭帯域干渉信号に敏感である。狭帯
域干渉信号は突然発生し、１つあるいはそれ以上のチャ
ネルの予期しない“妨害”を引き起こし、それによって
エラーの連続発生を起こす。FDMAチャネルは狭く、この
ために狭帯域干渉が避けられることができるという主張
がなされた。しかしながら、異なった周波数において多
数の雑音源があるから、狭帯域干渉はダイナミックであ
る。結果として、狭帯域干渉信号は、加入者がテレビジ
ョンをつける時、あるいはボイス・オブ・アメリカ（Vo
ice of America）が放送を始める時、突然起こる。この
突然発生する干渉はチャネルを妨害し、突発的誤りを起
こす。
それ故に、これらの欠点のいくつかを解消する、対話
型デジタルシステムをサポートすることができる方法と
機器の必要性が生じる。
発明の要旨 発明の示す所によれば、周波数分割多重化された有線
テレビジョンをも伝送している有線テレビジョンの伝送
メディア上で、同時にデジタルデータの伝送するために
多重チャネルをコード化する直交したコードを使った符
号分割多重通信（CDMA）方式が提供されている。
さらに、望ましい実施例としては、有線テレビジョン
メディア上の様々な場所において遠隔地の多数の加入者
のアラインメントを同一のフレーム同期リファレンスに
対して取り、隣接した符号間で十分に漏れを減らして、
複数ユーザが同じケーブルテレビジョンメディアを共有
することにより、ケーブルテレビジョン番組の放送以外
の補助サービスが同時に行われる。ここに記述された測
距のプロセスは、フレームにおいて物理的に広域に配置
された送信機から中央までデータを伝送するどんなデジ
タル通信システムにも有用である。しかし、ケーブルテ
レビジョン設備のCDMAシステムという環境では、それは
システムのデータ伝送容量を大いに増やす同期CDMAを提
供する。ケーブルテレビジョン番組と異なった周波数で
のユーザ側のおよび発信側のデータの周波数分割多重化
と共につかわれる、同期CDMAの使用は、デジタル補助サ
ービスだけで占有するバンド幅を複数のチャネルを共有
する複数ユーザによって同時に共有するシステムを供給
する。フレーム同期を達成する周知の方法のどれでも同
期的符号分割多重アクセスデータ伝送を達成するために
使用できる。好ましい実施例では、遠隔局から伝送され
たタイミング信号をガードバンド（guardbands）あるい
はフレームの間の間隙に合せる事によってフレーム同期
を取る。
ここに明らかにされた１つの独創的なコンセプトは送
信時に長い時間にわたって送信データのエネルギーを拡
散して、次にデータを再現するために受信装置において
再びエネルギーを圧縮することによって良好な雑音に対
する強さを達成する。外に長い時間にわたって送信デー
タのエネルギーを拡散することは、バーストの誤りと衝
撃雑音への弱さを改善する。この拡散のコンセプトのほ
かに、システムの周波異なる直交符号によりそれぞれの
チャネルのデータを符号化することにより、干渉なく、
同じメディア上で多数のチャネルのデータを伝送でき、
数帯域の有用利用は改善される。適切なフレーム同期が
持続される限り、すべてのチャネルが同時に伝送されて
も干渉は生じない。このようにして、周波数帯域の有効
利用、すなわち、所定のバンド幅を通して１つの場所か
らもう１つの場所に送られることができるデータ量はク
ロストーク干渉によってデータが劣化することなく、改
善できる。それぞれのデータ列に使われる符号の直交性
は、データ間のクロストークを最小限に押さえる。シス
テムが確実にアラインされていれば、つまり同期してい
れば、繰り返し直角のコードを使うことにより、均等化
が更にノイズを軽減する。ここで言う均等化とは、フレ
ームタイミング同期の僅かなずれの結果として生じる隣
接したコードの間のクロストークの量を測り、次にこの
クロストークを打ち消すための信号を生成する事であ
る。実施例で、直交するコードは繰り返し（cyclic）符
号である。
独創的な例で示されるが、符号の多様性によって雑音
に対する強さを更に改善できる。ある直交するコードが
他のコードより狭帯域干渉と他のノイズ源からの雑音に
弱いことが発見された。いつも同じチャネルあるいはタ
イムスロットのデータを拡散するにあたり、このような
コードの使用を避けるために、独創的な例においては、
コードホッピングを使う。コードの多様性はいくつかの
異なった方法で成し遂げられるが、好ましい実施例で
は、それぞれの送信機がコードシャフラ回路を使い、そ
れぞれの受信装置がコードディシャフラ回路を使う。す
べてのシャフラとディシャフラ回路は同じたね（Seed:
シード）を受け取って、そのたねから同じ擬似乱数列を
生成する。これらの擬似乱数はフレーマー記憶装置への
読み取りポインタと、バッファー記憶装置に書き込みポ
インタを生成する。フレーマー記憶装置にはインフォメ
ーションベクトル（１次元ベクトル;one−dimensional
vector）あるいは記号が記憶される。シャフラ回路によ
って生成された読み取りポインタを使いタイムスロット
のデータ、すなわち、記号／インフォメーションベクト
ル要素を擬似乱数的に読み取り、コードホッピングシャ
フラ回路によって生成された書き込みポインタのとおり
にバッファに記憶する。そこでバッファ記憶されたイン
フォメーションベクトル要素は符号分割による多重化に
要求される行列の掛け算をするために使われる。代わり
に、記号要素はフレーマー記憶装置から順々に読み出し
て、擬似乱数的にバッファに記憶してもよい。
この同期CDMA方法の効果は、ノイズ信号がどんなに複
雑であるとしても、従来の誤り検出と補正のビットを使
って、ノイズを効率的に管理しうるように、雑音源を
「白色雑音化」する。換言すれば、対話型か、あるいは
双方向性のデータ通信のデジタルデータはCDMA方式を使
用して送信し、同期のためには、CDMA方式はTDMA方式と
合わせて使われる。より正確に述べると、ガードバンド
のないデータがCDMA信号に加えられる。デジタルデータ
はフレームで伝送される。それぞれのフレームは３つの
データシンボルとガードバンドから成る。ガードバンド
は非データとして使用され、測距、アラインメント、均
等化のために使われる。
ここに明らかにされた同期CDMA変調方式はどんな共通
の伝送メディアとでも使用でき、ここに記述されている
測距／アラインメントの方法を含んだすべての遠隔局を
中央局のフレームタイミングに同期しうる、どんな機器
あるいは方法ででも使用できる。同じフレームタイミン
グに同期させられる他の方法は、すべての遠隔局と中央
局が内部の原子時計からか、すべての遠隔局と中央局か
ら実質的に等距離であるGPS（Global Positioning Syst
em）衛星のような外部から同じタイミングで参照信号を
受け取る事である。
同じく、ここに明らかにされた測距／アラインメント
の方式はフレームでデジタルデータを伝送して、フレー
ム同期を必要として、ガードバンドをフレームの間に挿
入することができる他のいかなる変調方式にでも役立
つ。
独創的な例の中には、Ｍ−ary変調符号多重通信を使
うものもある。それぞれの遠隔局が時分割によって多重
化されたデジタルデータ列を受け取る。それぞれのタイ
ムスロットは９ビットのデータを持つ。９ビットはフレ
ーマー記憶装置に記憶され、それぞれ記憶装置の読出し
の際に３ビットづつの３つのトライビットに分けられ
る。いつのフレームで伝送される３つの記号のそれぞれ
が14のトライビットから成り、それぞれが１つのタイム
スロットあるいはチャネルに割り振られる。これらのト
ライビットは符号分割による多重化で拡散する前に第４
番目のビットが足され、コード化される。第４番目のビ
ットはそれぞれのトライビットの３ビットと最後のフレ
ームの同じタイムスロットのデータの状態に基づいて、
トライビットに加えられる。この第４番目のビットは、
ノイズが存在する際に、中央局の受信装置のビテルビ復
号器（Viterbi Decoder）で、何のデータが実際に送ら
れたかについて、いっそうエラーのない検出を行うに足
る冗長度を与える。また、第４番目のビットは、それぞ
れのトライビットが16点QAM（直交振幅変調）位相座標
のどこにあるかを示す。これには、最初の２ビットでin
phaseつまりＩ軸振幅を表し、最後の２ビットで直交（Q
uadrature）つまりＱ軸振幅を表す。こうして、Ｍ−ary
変調がよりよい周波数帯域の有効利用を達成するために
使われる。
ここに記述されたシステムで、HFCの上に両方向に対
してそれぞれ６メガヘルツのチャネル毎に10メガビット
／秒のデータ量がたもたれる。従来のCDMAとは異なり、
図28Aに示すような送信機からのSCDMA送信はきちんと６
メガヘルツの周波数帯の範囲に留まる、隣接チャネルを
妨害したり、影響を与えたりはしない。SCDMAは容量、
拡大性と帯域幅割振りに関して、純粋なFDMAやTDMAシス
テムと比べて他の多くの利点を持っている。標準的なIS
−95の非同期符号分割多重アクセス拡散周波数システム
は、５−40メガヘルツの中央のチャネルの容量の限界と
大きいノイズに妨げられて、しばしば30メガヘルツの幅
のチャネルを必要とし、HFD周波数帯内の隣接するサー
ビスと干渉問題を生じる。非同期のCDMA系における最も
大きい問題は、RU同士がお互いと同期していないため、
直交性を失って、甚だしい相互干渉を生み出す事によ
る、自身によって生み出されたノイズである。自身によ
って生み出されたノイズが多いと、ノイズ環境が劣化
し、容量を減らす。SCDMAシステムはRU同士がお互いに
フレーム同期がとれていることを保証し、データが中央
に向かって送られる際には、相互干渉を最小限にするた
めに直交する符号を使う。なるべく、末端に向けてデー
タを送信するのにもSCDMA送信機を使うべきである。こ
こに記述されたシステムで、それぞれ64Kbpsのスループ
ットを持っているデジタルデータの多数の列が合計で10
Mbpsスループットを持つ１つの６メガヘルツのチャネル
の上で同時に送ることができる。それぞれのデータ列は
トレリス（Trellis）コード化されて、インターリーブ
され、個別の拡散符号を使って６メガヘルツ全体の上に
拡散される。フォーワードエラー補正とインターリーブ
を使うことが、衝撃雑音、狭帯域干渉とガウス性雑音に
対する強さを改善する。トレリスコーティングは4.8デ
シベルのコーティング利得を持ち、インターリーブはエ
ラーを受けないで最高100マイクロ秒の長期にわたる衝
撃雑音に耐えうるようにする。周波数拡散技術の使用が
更に22デシベル処理利得を加える。こうした技術を合わ
せて使う事により、全部で27デシベルの干渉リジェクシ
ョンをもたらし、システムが負の搬送波対ノイズ干渉比
率のもとで動作しうる。SCDMA送信機は、TDMA形式で送
られるデータ入力列とともにつかわれて、システムを作
るが非常に拡大可能になる。
ここに明らかにされた高容量のSCDMAシステムは、測
距、均等化のプロセスの結果もたらされる拡散コードの
直交性によって可能となる。測距プロセスは分散配置さ
れたRUからのすべてのコードが同時にCUに到着するよう
にフレーム同期を保証する。測距プロセスは温度変化に
よるケーブルの膨張／収縮の影響を補うために定期的に
実行されるが、このプロセスは、速度を遅くしたり、止
めたり、あるいはエラーを起いたりしないという点で、
伝送されるデータには何ら影響がない。再測距は特定の
エラー状態が生じた時、ネットワークの接続が切れた
時、主電源を入れた時に行われる。
均等化がそれぞれのユーザからCUまでのチャネルの応
答を測ることによって、さらに、RU送信機のプリコーダ
（precoder）を「チャネルを裏返す」ように、つまり、
信号がCUに歪みなく到着するように、伝送された信号を
あらかじめ歪めておくあらかじめ歪めておくように調整
する事によって成される。それぞれのRUによっての出力
調整により、それぞれのRUの送信信号がほぼ同じ電力レ
ベルCUに届くようにすることで、相互干渉を最小にす
る。
動的な帯域幅割り振りは、ビデオ電子会議あるいは高
速のインターネット・アクセスのような広い帯域幅を要
求するアプリケーションが、電話のような狭い帯域幅を
要求するアプリケーションと同じHFCリンクの上で同時
にサポートできるように、最大64Kpbsのデータ列あるい
はチャネルが特定のサービスに充てられる。帯域幅割り
振りは、それぞれのタイムスロットとコードの割り振り
状況を示す動作状況テーブルを使って、それぞれのRUと
CUにおいて管理される。CUは末端近傍のメッセージによ
ってRUテーブルを更新する。帯域幅は要求に応じて保証
されることができるが、突発的なデータの量を持つ他の
サービスは全体で10Mbpsのデータレートの残量で処理さ
れなければならない。
TDMAシステムの上の利点は、データ捕捉があまり速く
なくてよい、狭帯域干渉に相応して影響されない等であ
る。さらに、あるSNRの値以下では、TDMAシステムがま
ったく動作しないかもしれない。特定のチャネルに対す
る要求、あるいは隣接したチャネルに影響を与える要求
は、TDMAシステムの増幅器の超負荷により、スループッ
トと性能問題を起こしうる。それぞれのユーザが局に向
かっての通信に狭い周波数を割り当てられるFDMAシステ
ムにおいては、１つのチャネルを全部妨害し、かつ抹消
することができる狭帯域ノイズに弱い。FDMAシステム
は、しばしばこの周波数を再分配する事によって、この
問題を避ける。あわせて、より多くのデータ処理を必要
とすることによってシステムを複雑にして、コストを上
げる。周波数が再配分される間に何も送れないので、ス
ループットが悪化する。チャネルの間のガードバンドは
帯域幅を浪費し、周波数不整合がFDMAシステムの質を落
とす。
これらの独創的なコンセプトを使うあらゆる方法や機
器も発明の示す中にあり、ここに記述された方法あるい
は機器と等しいと見なされる。
図の簡単な説明 図１は直交するコードを使って共通の同軸ケーブル経由
で複数の加入者からヘッドエンドの受信機に向けてデジ
タルデータを同時に伝送し、それぞれの加入者からの別
々のデータ列をヘッドエンドの受信機において再現する
ための発明に関する、一般システムの構成図である。
図２は図１の変調器／送信機において使われるコード
の直交性を定義する数学的な関係である。
図3Aは図１のシステムがヘッドエンドにおいて加入者
によって送られた個別のデータ列を再生するために使う
数学的な関係と、その逆プロセスの数学的な関係であ
る。図3Bから3Gは、図3Aの数学的な関係を使い同じ共通
のメディアの上で同時に２つのチャネルのデータのを伝
送するために使われる方法の特定の実用的な例である。
図4Aがフレームのための一般的なデータ構造を示す。
図4B発明の例の中でフレーム同期を達成するための調
整に関し、測距とも呼ばれるコンセプトをしめす図であ
る。
図５は、ネットワークが物理的に膨張する時に行われ
る再調整を示す図4Bと同様のものである。
図６は図５と同様に、図５で概説された不整合問題に
対する解決を表す。
図７は図7A、7Bと7Cで構成されているが、この図は、
同じフレームの中で調整がとれるように適切に遅延ベク
トルをセットするためにすべての遠隔局（RU）で実行さ
れる測距プロセスに使われる一般的な調整プロセスのフ
ローチャートである。
図８は、中央局（CU）が、究極観測（dead reckonin
g）プロセスと呼ばれる遅延ベクトルを変えた後、すべ
てのRUを再同期するプロセスの１つの実施例のフローチ
ャートである。
図９は、CUが、そのプリカーサ（precursor）プロセ
スと呼ばれる遅延ベクトルを変えた後、すべてのRUを再
同期するプロセスを表す。
図10は、若干の実施例でTDMA/CDMAの併用、あるいはF
DMAを使って同じCATV同軸ケーブルで、CUのヘッドエン
ドがRUのテレビジョン受信機にFDMA有線テレビジョンプ
ログラミングを送り、CUとRUが同時に多重チャネルのデ
ジタルデータがを伝送する複数のRUの多重チャンネルの
環境で、有用性を発揮するこの発明の教える、一般的な
有線テレビジョンシステム装置を示す。
図11は、CUにデータを伝送するRUのモデムの送信チャ
ネル回路の内部構造と、CUがデータを再現するための一
般的な構造のための１つの一般的な多重チャンネルの実
施例の構成図であり、TDMAのデータ列において、どのよ
うに多数の外部装置がそれぞれのRUにデータを送るか例
示するものである。
図12は、コーティングのためにTDMAのインプットデー
タ列をトライビットの３つの列に変換し、すべてのフレ
ームの間に送信され、一つにつき144のチップを他の回
路で３つのシンボルに変換する、好ましい実施例として
のフレーマー記憶装置を実装する回路を示す。
図13は、コード領域においてタイミングをセットする
チップクロック信号と、時間領域においてビットとバイ
トのタイミングをセットするクロックの間のタイミング
関係を示す。図13は、図12に示される時間基準発振器35
0によって生成される他の多くの信号を示す。
図14は全部の９ビットのバイトが連続的にTDMAデータ
列のタイムスロットから受け取る方法を図示し、メモリ
ーへどのようにデータが書き込まれるかを示す。128の
データチャネルと16のコマンドと制御チャネルのそれぞ
れのための３ビットからなるトライビットがそれぞれの
フレームの信号を形成する回路に同時に送られる。
図15は、構成図形式で、フレーム同期をシステム全体
で保つために必要なRUとCUとでどのように遅延時間を形
成するかを例示する図である。
図16は、送信フレームタイミングリファレンス遅延時
間を実行するにおいて、読み取りポインターの位置と書
き込みポインターの位置の間のアドレスの差を表す点で
覆われた部分と共に、フレーマー記憶装置300を図示す
る。
図17はフレーマーの読み取りと書き込みポインタの相
対的な増加（incrementation）率を示すタイミング図で
ある。
図18は時間基準発振器の構成図である。
図19がそれぞれのRUとCUに含まれるトランシーバー回
路の好ましい実施例の一般的な構成図である。
図20はフレーマー記憶装置300が送信のためにどのよ
うに空にされるかを図示する。
図21は、Ｍ−ary QAM変調を実行するための、16の可
能なインプットポイントを、すなわち、それぞれの記号
アレイでの４つのビット“チップ”の順列を、実数部分
に対してはin−phaseつまりＩ軸によって定義された空
間上の点、虚数部分に対してはquadratureつまりＱ軸に
よって定義された空間上の点に写像する。
図22が図21において可能なすべてのインプットポイン
トを表示する。すなわち、コード列における４つのビッ
トチップの16のコンビネーションと、それに対応する、
lnphase列とquadrature列におけるＩとＱ座標の２のデ
ィジタル補数を表示する。
図23Aは、それぞれの記号のインフォメーションベク
トル［ｂ］と直交するコードの行列の行列積を使い実施
された符号分割多重化のプロセスによって、どのよう
に、それぞれの記号のインフォメーションベクトル
［ｂ］が時間上にエネルギーを拡散されるかを図示す
る。
図23Bはもう１つの行列積の過程の図解である。これ
は、図19に図示する直交マルチプレクサ408で実行さ
れ、直角のコード行列を使ってそれぞれのインフォメー
ションベクトルの実部つまりＩ座標をコード化する。こ
うして、QAM変調器によって使われる結果ベクトルの実
部、すなわちＩ座標が生成される。
図24は、この発明の例で使われる、マルチプレクサ40
8とQAM変調器410の構成部分と動作の細部を図示する構
成図である。
図25は、アレイ409の結果ベクトルの実部の振幅が時
間とともにどう変化するかをしめすグラフであり、帯域
幅を制限するフィルターの必要性を図示する。
図26、受信機チャネルの復調器の構造をより詳細に示
す構成図である。
図27は、コードの多様性を実現するために実施例使わ
れ得るシャフラ回路の構成図例である。
図28Aは、この発明の送信機の好ましい実施例の１つ
の構成図である。以下の技術が使われている。それぞれ
のタイムスロットからのビットへの分解。TDMA/CDMA拡
散。Ｍ−ary QAM変調。コードの多様性。フォワードエ
ラー補正および、受信機でのビテルビ復号のためになさ
れる、それぞれのトライビットの冗長ビットでのコーデ
ィング。セキュリティと信号雑音比の改善のためのそれ
ぞれのトライビットのビットスクランブリング。実施例
による測距。均等化回路。
図28Bは、回転順次コード指定による、コードの多様
性を達成する１つの実施例の構成図である。
図28Cは擬似乱数的にコード指定を使ってコードの多
様性を達成するための、図28Bの構成図に修正をした部
分的な構成図である。
図28Dは、擬似乱数的コード指定を使ってコードの多
様性を達成するコードシャフラの好ましい実施例の構成
図である。
図29は、RUモデム送信機で図28Aの回路／プログラム
されたマイクロプロセッサ510によって実行される競合
解決による、測距の方法のプロセスのフローチャートで
ある。
図30は、測距プロセスを支持する認証プロセスのため
の１つの実施例を表す。測距プロセスは、認証コードを
送るためにパルス位置変調を使う。この実施例では、同
期を確立しようと試みているそれぞれのRUは、８つのフ
レームのそれぞれのギャップの間に１つの測距パルスを
送る。それぞれのギャップにおけるパルスの位置は変え
られる。
図31は、CU側で実行される、測距と競合解決を示すフ
ローチャートである。
図32は、２進トリーアルゴリズムを使っていたRUによ
るフレーム同期を達成するための、測距あるいは、アラ
インメントと競合解決プロセスの１つの実施例を示すフ
ローチャートである。
図33は、２進法のスタックを使ってRUによって実行さ
れる、測距と競合解決のプロセスのための、もう１つの
実施例を表すフローチャートである。
図34は、図28Aの送信機によって送信されるデータを
受信できる受信機の独創的な例の中の例の構成図であっ
て、TDMA/CDMA拡散、コードの多様性を支援するコード
ディシャフル（deshuffling）、フォワードエラー補
正、均等化ビテルビ復号をサポートする。
図35は、図19のマスタークロック再生回路515の１つ
の実施例の構成図である。
図36は、マスタークロック再生回路の好ましい実施例
の構成図である。この回路は、チャネル015を通ってCU
からすべてのRUに送られるパイロットチャネル信号と周
波数と位相において同期されたRUの局部発振器信号を生
み出す場合に使われる。
図37は、FFE/DFE均等化回路図の構成図である。この
回路は、図28Aの送信機のprecode均等化フィルター563
と、図34の受信機のFFE/DFE回路764に使われる。
図38は、受信フレーム同期とチップクロック同期をと
るための図34の送信機のフレーム検波器882の形式の構
成図である。
図39は、フレーム／測距探知器880がCUによって伝送
されたフレームのギャップを見いだすために粗同調をど
のようにするかを示すタイミング図である。
図40は、早遅ゲートサンプリングがチップクロック同
期を見いだすために使われる方法を図示する。（チップ
クロック同期が成立した時の状況を示す。） 図41は、中央バーカーbarkerコード条件が成立するた
めに許される３つのパターンの比較器950出力を図示す
る。
図42は、トレリスエンコーダーを使う実施例でのトレ
リスエンコーダーの形式である。
図43は、フォールバックモードでのLSBとMSBチップの
マッピングを示す。
図44は、フォールバックモードでの最下位ビットと最
上位チップに対するのためにマッピングを示す。
図45は、上下両方における均等化訓練アルゴリズムを
示すフローチャートである。
図46は、その伝達関数がお互いのヒルベルト変換であ
るレイズドコサイン成形フィルタを使う変調器の形式の
構成図である。
図47は、ダイレクトシークエンスによる拡散の後の実
数部と虚数部の基底帯域のデータ信号のスペクトルの周
波数領域における図である。
図48は、図46の変調器で使われる２つの成形フィルタ
の通過帯域フィルターの特徴の周波数領域における直交
性を図示する周波数領域の図である。
図49は、発明が広範囲において教えるシステムの構成
図である。
図50は、CUの簡単な拡散周波数受信機の構成図であ
る。
図51は、RUの簡単な拡散周波数受信機の構成図であ
る。
図52は、パイロットチャネル同期シークエンスを使っ
てkiloframeの境界を発見し、フレーム同期の状態を監
視するフレーム探知器回路の図である。
図53は、フレーム同期を監視する状態機1326のための
状態図である。
図54は、双方向のデジタルデータ通信のための同期TD
MAシステムの構成図である。この双方向のデジタルデー
タ通信は、HFCを共有している有線テレビジョンプログ
ラミングのような他のサービスに干渉しないように上下
両方向のFDMAチャネル分離を使った、ハイブリッドのフ
ァイバ同軸ケーブルも含めてのいかなる伝送メディア経
由であってもよい。
好ましい実施例の詳細な記述 CATVメディアのための符号分割多重アクセスシステム 発明が示すシステムで利用される個別のコンセプトの
多くは、従来技術で知られていて、ディクソン（Dixo
n）著の“Spread Spectrum Systems with Commercial A
pplications（3rd Ed.1994）Wiley ＆ Sons,ISBNO−471
−59342−7"及びヘイキン（Haykin）著の“Communicati
on Systems（3rd Ed.1994）Wiley ＆ Sons,ISBN 0−471
−57178−8"で詳細に記述されている。共に参考文献で
ある。
図１は、CDMAの直交コードを使ったケーブルテレビジ
ョンの同軸導体分配システム上での多重アクセスディジ
タル通信システムの概念図である。図１のシステムは、
多数の加入者からヘッドエンド受信機までデータを伝送
するための回路だけを示す。ヘッドエンドから加入者に
データを送るための類似の回路が存在するが、簡素化の
ために図示しない。ここに記述された種々の機能を遂行
するための回路を設計する方法の細部は、優秀なディク
ソンの論文、″Spread Spectrum Systems with Commerc
ial Applications″,Third Edition,1994（Wiley ＆ So
ns,New York）を含めて、この分野で知られている。こ
の文献のすべてここに参考文献として含まれる。
図２はシステムの変調器／送信機によって使われるコ
ードの直交性の特徴を定義する数学的関係を示す。変調
器12/送信機16で使われるコードは、もしコードが同じ
コードであるなら、すなわち、ｉ＝コード＃１とｊ＝コ
ード＃２である時もしｉ＝ｊであるなら、０からＴへの
時間にわたってのその積の和が１と等しく、コードは直
交し、もしｉがｊと等しくないならその積の和はゼロで
あるなら、コードは直交する。換言すれば、もしコード
が異なっていて直交するなら、これらの直交するコード
によって変調された信号の積の和はゼロであり、異なっ
た直交するコードによって変調された信号が干渉やクロ
ストーク無しで同じ伝導体上を伝達することができるこ
とを意味する。１組み以上の直交するコードがあるが、
しかしどんな直交するコードでもこの発明の教える特徴
を生かすには十分である。
図3Aは、チャネル間の干渉無しで同じ導体上を多数の
チャネルのデジタルデータを送るのに図１のシステムが
使う数学的な関係を示す。図3Aの［ｂ］はベクトルエレ
メントとしてそれぞれのチャネルを伝わる記号を含んで
いるインフォメーションベクトルを表す。［ｃ］は、そ
れぞれのチャネルに特異な直交するコードを列として持
っているコード行列を表す。［CT］は、それぞれの
［ｃ］の列を［CT］の行としたコード行列［ｃ］の転置
行列である。最後に、［ｉ］は対角線に沿って１が並ん
でそれ以外はすべてゼロである単位行列を表す。下記に
て説明する図１において、行列の掛け算である「ｂ」×
「ｃ」は、信号を送る送信側で起こる処理である。送信
の受話器側で起こる処理は、転置行列［CT］掛ける送信
側で生成される信号の行列積である。この送信側で生成
される信号は、積［ｂ］×［ｉ］にて表される行列を生
成するための掛け算である、インフォメーションベクト
ル［ｂ］とコード行列［ｃ］の積によって送信側で生成
される。単位行列が知られているから、積［ｂ］×
［ｉ］はインフォメーションベクトル［ｂ］の再生をす
る。
図２と図3Aの数学的な関係を利用して、これらの関係
を図１のシステムによって象徴される実用的なデジタル
データ通信システムに換えるために、加入者＃１は入力
装置あるいはコンピュータ（図示せず）を使って、記号
あるいはビットのデジタル入力列を供給する。ヘッドエ
ンドに伝送されるべきこのデジタルデータ列はコード＃
１の変調器／送信機12のデータ入力のバス10に到着す
る。このデジタルデータ列は好ましい実施例で１フレー
ムあたり３つの記号の割りで送信される個別のシンボル
に分けられる。発明の教えるところは、シンボル、デー
タバイトあるいは他のいかなるデジタルデータの組合わ
せを使ってでも利用できる。バス10の上のデータ列から
の最初のビットはインフォメーションベクトル［ｂ］の
最初のベクトル要素である。単純化のために、シンボル
が到着するデータ列からどう形成されるかはここでは記
述しないが、後程もっと詳しく記述する。好ましい実施
例において、シンボルは、タイムスロット毎に１つずつ
到着する９ビットのバイトでフレーマー記憶装置（図示
せず）内のそれぞれのアドレスに入れることによって形
成される。バス10および14上のデータ列は、多数の連続
したタイムスロットに分けられたTDMAデータ列である。
こうして、フレーマー記憶装置の１つの軸にそって時間
が増えてゆく。シンボルは「時間にそって」、すなわ
ち、時間が増加してゆく軸に直角な軸に沿って記憶を読
み取ることにより形成される。
図3Aに示される実施例で、変調器／送信機12は、最初
の直交するコードを使ってバス10に到着するデータ列の
デジタルデータを搬送波信号の振幅変調に変換して、加
算器20の入力につながる入力結合同軸導体18を通して被
変調搬送波信号を出力する。これをするために、変調器
／送信機12はバス10を通るTDMAデータ列のインフォメー
ションベクトル［ｂ］の要素と、コード行列［ｃ］の最
初の列、すなわち、コード＃１の適切な要素との行列掛
け算を行い、その結果をRF搬送波を適切に変調する変調
器の制御に使用する。他の位置においての他のTDMAデー
タ列からのデータを表しているインフォメーションベク
トル［ｂ］の他のすべての要素は、変調器／送信機12の
位置においてゼロセットされるが、それらのそれぞれの
TDMAデータ列の位置の変調器／送信機においては適切な
値にセットされる。こうして、それぞれの変調器／送信
機はそのTDMAデータ列からのデータに対しの行列積
「ｂ」×「ｃ」のそれぞれの部分だけの計算をする。変
調器からの積のそれぞれの部分は加算器20で加算され、
全体の行列積の最終結果を表す結果ベクトルＲ＝「ｂ」
×「ｃ」を与える。
同じく、加入者＃２は、コード＃２の変調器／送信機
16にバス14からデジタル入力データ列を供給する。この
バス14の上のデジタルデータ列は個別の記号あるいはビ
ットに分けて伝送される。バス10上の列の最初のビット
はインフォメーションベクトル［ｂ］で２番目のベクト
ル要素になる。
変調器／送信機16は２番目のコードを使って、変調器
／送信機12が行ったのと類似している部分的な行列積に
計算することにより、バス14から到着するデータ列のデ
ジタルデータを搬送波信号の振幅変調に変換する。この
２番目のコードとは、上記最初のコードに直交するもう
１つのコード行列［ｃ］の列である。次に、変調器／送
信機16は加算器20の他の入力に繋がっている入力結合同
軸ケーブル22に被変調搬送波を出力する。すなわち、変
調器／送信機16はインフォメーションベクトル［ｂ］の
２番目の要素と、コード行列［ｃ］の２番目の列、すな
わち、コード＃２の適切な要素との掛け算を行う。
変調器／送信機12と16による掛け算の効果は、コード
行列［ｃ］の適切な列の複数の符号要素とインフォメー
ションベクトルのそれぞれのビットの掛け算によって、
長い時間にわたって伝送されるそれぞれのビットあるい
は記号のエネルギーを拡散する。
さらに、記号は「時間にそって」フレーマー記憶装置
から読み込まれるので、バス10と14上の時間領域でのTD
MAデータ列の個別のビットは、同軸／光ファイバーデー
タ経路18、22、24をコード領域で伝達する信号を生成す
るための行列掛け算で使われる記号の連続的な短時間だ
け成り立つ関係では伝達されない。この形式の拡散周波
数変調は、TDMAデータ列のタイムスロットに悪影響を与
える爆発的衝撃的雑音干渉に対するシステムの弱さを改
善する。直交コードの使用は、同時多重アクセスを可能
にし、多数のデジタルチャネルが共有されたデータ経路
上で同時に伝達されることができるようにし、デジタル
チャネルのクロストークを最小にする。多数の加入者の
間の適切なフレームタイミング整合がなされている場合
には特にそうである。この変調方法を実施するために、
変調器／送信機12と16のそれぞれは、積［ｂ］×［ｃ］
の部分的な結果を、すなわち、［ｂ］ベクトルの１つの
要素と行列［ｃ］適切な列の掛け算の結果を使い、生成
された搬送波信号を変調しRF信号を作り、それを加算器
20で加算し、同軸18と22を通じてヘッドエンドと受信器
26に送られる。
インフォメーションベクトルが送信機／変調器におい
てコード行列といかに積算されるかの例証には、以下を
参照の事。この仮説では、図3Bに示されるように、使用
者１のためのコード＃１が［１、１］で、使用者２のた
めのコード＃２が［１、−１］であるとする。こうし
て、図3Cに示されるように、コード行列の最初の列は、
上から下へ、 であり、コード行列の２番目の列は、上から下へ、 である。ここで、この実施例でのそれぞれの符号要素は を分母に持つが、理由は以下に記す。
また、ユーザ１はチャネル＃１と名づけられた１つのチ
ャネルを要求し、ヘッドエンド割付回線（図示せず）か
ら与えられ、伝送メディア24を通じてデータの最初のフ
レームの間に＋１を信号として送ることを望むと想定す
る。同じく、ユーザ２がデータを伝達するために１つの
チャネルを要求し、チャネル＃２と呼ばれるチャネルを
与えられたと想定し、ユーザ２は最初のフレームの間に
−１をデータとして送ることを望むと想定する。このよ
うな場合、伝達されるデータの最初のフレームのインフ
ォメーションベクトル［ｂ］は、［１、−１］である。
１つ目の要素１は最初のユーザがチャネル１経由で最初
のフレームの間に送ることを望む数を表して、２番目の
要素−１は２番目のユーザがチャネル＃２経由で最初の
フレームの間に送ることを望む数を表す。これらの概念
ははすべて図3Dと図3Eによって表される。
インフォメーションベクトル［ｂ］とコード行列
［ｃ］との積算は、 の送信のための結果ベクトルＲになる。この積算はイン
フォメーションベクトル［１、−１］に行列の最初の列
を掛けてから、２つの積算の解である を足して、その結果ベクトルの最初の要素として０が得
られる。次に、インフォメーションベクトル［１、−
１］にコード行列の２番目の列を掛けて、２つの積算の
部分的解、 が得られる。この２つの積算の部分的解を加算器20によ
って加算すると、結果ベクトルの２番目の要素、 が得られる。これは、図3Fで表している。それ故に、変
調器／送信機12は１番目に結果ベクトル の１番目の要素のレベル０を表すように搬送波の振幅あ
るいは周波数を変調し、こうして変調された被変調搬送
波を１番目に同軸リンク18に送り出す。同じく、変調器
／送信機16は２番目に結果ベクトル の２番目の要素のレベル を表すように搬送波の振幅あるいは周波数を変調し、こ
うして変調された被変調搬送波を同軸リンク22に、共有
された伝送メディア24を介して同時にチャネル＃１と＃
２とのデータを運ぶ結合された信号として送り出す。
共有された伝送メディア24は金属あるいは光ファイバ
媒体、地上マイクロ波中継あるいは人工衛星／移動通信
リンク等である。ベクトル によって表される結果の信号をある特定の伝送メディア
に伝達する適切なインタフェース回路は知られている。
このインタフェース回路はこの発明にとって重要性はな
い。
掛け算［ｂ］×［ｃ］は２つのコード変調器／送信機
12と16によって実行される。それぞれが分担する積算の
実行をする。変調器12は加入者＃１からのインフォメー
ションベクトル［ｂ］の最初の要素をコード行列の最初
の行の要素と積算し、加算器20の入力と結び付けられた
ライン18に２つの連続した時間間隔の間に結果として生
じている部分積を出力する。同様に、コード＃２の変調
器16は加入者＃２からインフォメーションベクトル
［ｂ］の２番目の要素とコード行列［ｃ］の２番目の行
の２つの要素とを積算し、変調器12が使う同じ２つの連
続した時間間隔の間に、加算器20にライン22を通じてそ
の結果の２つの部分積を出力する。変調器／送信機12と
16からの始めの２つの連続した時間間隔の最初の間の出
力信号とは加算器20を使って加えられ、同軸ケーブル24
に結果ベクトル の第１成分、０、として出力する。２番目の２つの連続
した時間間隔の瞬間に、変調器／送信機12と16からの出
力信号は加算器20を使って加えられ、同軸ケーブル24に
結果ベクトル の第２成分、 として出力する。
単純化のために、変調器は図１では図示してないが、
この変調器は結果ベクトルを使って、無線周波数搬送波
の振幅、位相あるいは周波数（あるいはこれらの組み合
わせ）を変調する。搬送波は共有された伝送メディア24
へ入力されるヘッドエンドへ送信される。
受信する側で元のインフォメーションベクトル［ｂ］
を再生するには、受信機が受け取った信号を、転置コー
ド行列［cT］と積算し、エンコーディングの過程の逆を
行う。この転置行列を得るためには、コード行列［ｃ］
の列を転置行列［cT］の行にする。ここでの仮定的な例
では、転置行列は、 となる。一番めの行がコード行列［ｃ］の最初の列に対
応する。転置行列の２番目の行は、 で、これは、図3Gに示されるように、コード行列［ｃ］
の２番目の列に対応する。それで、この例では、転置行
列［cT］は実際にはコード行列［ｃ］とまったく同じで
ある。同軸ケーブル24上の信号を表す結果ベクトル と、転置行列の１番目の列との積算の結果は、０＋2/2
＝１である。この結果は再生されたインフォメーション
ベクトル［ｂ］の最初の要素である。結果ベクトル と転置行列の２番目の列との積算の結果は０＋（−2/
2）＝−１である。この結果は再生されたインフォメー
ションベクトル［ｂ］の２番目の要素である。結果とし
て再生されたインフォメーションベクトル［ｂ］は
［１、−１］である。
好ましい実施例では、規格化係数は、使用されるコー
ドの数の平方根に等しく、送信受信側両側でそれぞれの
コード行列要素とそれぞれの転置行列要素との分母とし
て使われる。これは受信側によるインフォメーションベ
クトル［ｂ］の再生を可能にする。インフォメーション
ベクトル［ｂ］はユーザによって生成された元のデータ
と等しい要素を持っている。図3Bから図3Gにおいて、コ
ード行列［ｃ］（および、結果として、転置行列［cT］
のそれぞれの要素は、この規格化係数、 によって割られる。
図１の説明に戻る。同軸ケーブル24はヘッドエンド受
信機26につながれる。ヘッドエンドの受信機において、
ケーブル24の上の信号は別の同軸ケーブルリンク28と30
に分けられる。それぞれの同軸ケーブルは受信機につな
がれる。受信機32と38は典型的である。受信機の機能は
受信した信号を復調し、結果ベクトルの要素を得る事で
ある。結果ベクトルの要素は変調因子として用いられ
た。また受信機は結果ベクトルの要素と置換行列［cT］
の列と積算し、元来伝達されたインフォメーションベク
トル［ｂ］を再生する。この機能を達成するために、リ
ンク28は受信機32のアナログ入力に結び付けられる。受
信機32は積算器34と積分器36で構成されている。
単純化のために、復調器／弁別器（Discriminator）
は図示しない。この復調器／弁別器は同軸ケーブル／光
ファイバデータ線24から受け取られた入力RF信号の振
幅、位相あるいは周波数の変化（あるいはそれらの組み
合わせ）をアナログ信号に換える。このアナログ信号は
結果ベクトルの要素を表す。結果ベクトル要素は積算器
34と40のアナログ入力と対応する。
積算器34は入力としてリンク28から復調したアナログ
信号を受信する。もう１つの入力としてライン35でアナ
ログ信号を受信する。このアナログ信号は置換行列
［cT］の列１のもので要素を表す。
同じく、リンク30と復調器／弁別器（図示せず）は受
信機38につながれる。受信機38は積算器40と積分器42で
構成されている。積算器40はリンク30からのアナログ復
調信号を入力として受ける。ライン37の信号も、もう１
つの入力信号とする。ライン37の信号は置換行列［cT］
の列２の要素を表す。
積算器34は最初の時のリンク28の信号と転置行列の１
番目の列の要素とを積算し、積分器36の加算入力である
ライン44に結果を出力する。２番目の時間間隔の間に、
結果ベクトル の２番目の要素が到着する時、積算器34はその２番目の
要素、 と転置行列［cT］の最初の列の２番目の要素とを積算
し、積分器36の加算入力のライン44に積算の部分的結果
を出力する。積分器36は、最初と２番目の時間間隔に作
られた２との積算の部分的結果を合計する。結果は再生
されたインフォメーションベクトル［ｂ］の最初の要素
である１としてライン46に出力される。
同じく、積算器40は、結果ベクトル の最初の要素である０が到着する時の最初の時間の間に
ライン30に現われる信号と、ライン37に到着する転置行
列［cT］の２番目の列の最初の要素とを積算する。結果
として得られる積の解の部分は、積分器42の入力として
ライン48の上に出力される。２番目の時間間隔の間に、
結果ベクトル の２番目の要素、 がが同軸リンク30に到着する時、積算器40は、この２番
目の要素と、転置行列の２番目の列の２番目の要素とを
積算する。積分器は時間とともにライン48上に現われる
２つの部分積結果を合計する。それは再生されたインフ
ォメーションベクトル［ｂ］の２番目の要素、−１とし
てライン50の上に結果を出力する。インフォメーション
ベクトル［ｂ］は、それからそのコンポーネントに分解
することができる。TDMAデータ列からデータが取られ、
インフォメーションベクトルが組み上げられるが、この
TDMAデータ列がやり取りの受信機側で再現される。
この技術分野の専門家には価値が理解されるであろう
が、１番目と２番目の伝導体にて１人の加入者が送信し
た異なったチャネル上の２つの異なったデータ列を運ぶ
ように割り当てられることもできる。
この例の全体を通して、分配システムの伝導体は同軸
ケーブルとした。この技術分野の専門家には価値が理解
されるであろうが、動作周波数と付加の適当な調整と適
切な送信および受信回路を加える事により、１つあるい
はさらに多くのここに記述した種々の同軸ケーブルのリ
ンクは、光ファイバーケーブル、マイクロ波中継回線、
RF回線等でもよい。これは、送信のメディアが発明には
影響しないからである。
高性能化のための符号分割多重アクセスでの巡回符号
（Cyclic Codes）の使用 好ましい実施例において、変調器／送信機で使われた
直交コードは巡回符号である。巡回直交コードで、すべ
ての使用されるコードは同じ数の順列である。しかしな
がら、それぞれのコードの１つあるいはそれ以上のビッ
トの位置が、他のコードに比べずれている。どんな直交
コードでもこの発明を実施するにあったて使用可能であ
るけれども、巡回直交コードは実施にあたっての問題を
単純化する。単純化とはコードを記憶するために必要な
記憶量を減らすことである。
この分野でよく知られているように、それぞれの加入
者の送信機がデジタルデータを複数のチャネル経由を送
信する事があり、上記の行列の積算と加算の演算は、例
えば、適したプログラムによるマイクロプロセッサ等の
デジタル回路で行われる事ができる。
もう一つの実施例では、デジタルデータの別々のデー
タ列は拡散スペクトル周波数ホッピング技術を使って伝
達される。ここでは、一番目に前もって決定されている
コード化された順番によって周波数が飛び回る搬送波を
使って、デジタルデータの１番目のデータ列が始めから
終わりまで伝達される。同じく、デジタルデータの２番
目のデータ列は２番目に前もって決定されている順番に
よって周波数で飛び回る搬送波で伝達される。ここで
は、送信機／変調器は搬送周波数を生み出す発振器の周
波数をコントロールするコード順番に関する入力を受け
取る。種々のチャネルのために送信機の周波数をコント
ロールするコードは直交する。チャネル１の受信機はチ
ャネル１の送信機に送られたのと同じ順番のコードを受
け取る。コードはこの順番に受信機１の局部うなり周波
数発振器の周波数を制御し、チャネル１の送信機に与え
られたコードに同期させられる。同じく、チャネル２の
受信機はチャネル１の受信機のコード順列とは直交する
コード順列を受け取り、チャネル２の受信機のうなり周
波数発振器を制御し、局部発振器周波数で同期して周波
数を飛び回り、チャネル２の送信機の搬送波の周波数の
移動を追跡する。
同期的なCDMA:フレーム同期を成し遂げるためのアライ
ンメント／測距プロセス アラインメントは、図１によって表される種のシステ
ムの最適なチャネル間の最小限のクロストークでのオペ
レーションにとって、重要な課題である。図１のシステ
ムでは、ライン10と14上のTDMAデータ列の時間帯がチャ
ネルである。ライン10と14上のTDMAデータ列の時間帯内
のデジタルデータが、チャネル上で伝達されるデータで
ある。TDMAデータ列のデジタルデータは、簡単に上述さ
れたように、記号に配置替えされ、フレームとして伝達
される。送信においては、フレーム毎に３つの記号に１
つの保護帯域あるいはギャップを足す。保護帯域あるい
はギャップがアラインメントバーカー（バーカー）コー
ドの送信のために確保される。他のどのようなデータも
ギャップの間に伝達されることになっていない。
アラインメントの概念はそれぞれの送信機のサイトに
おいて生じる可変的な遅延を調整するものである。これ
はそれぞれの送信機サイトからの異なった伝搬遅延を埋
め合わせるためのバーカーコードの送信の前にされる。
アラインメントを取ろうとしているそれぞれの加入者の
送信機からのバーカーコードは同じギャップの間にヘッ
ドエンド受信機に到着する。それぞれの加入者の送信機
においての可変的な遅延が正確に調整されている時、そ
れぞれの加入者のアラインメントが取れていると言え
る。この時、共有されたデータ伝達路24上で同時に送信
されるシンボルをコード化する信号は、同じフレームの
タイミングで送信される。
アラインメントは完璧な直交性を得るために重要であ
る。これはクロストークをなくすために必要である。も
し送信機が完全にアラインメントされていないと、送信
された信号はまだ再生しうるが、チャネルの間に若干の
クロストークを生じる。これは情報を運ぶシステムの容
量を制限するものであろう。
この送信機のすべての遅延回路のアラインメントを取
るプロセスは、ここでは測距と呼ばれる。測距は概括的
に他の形式の多重アクセスデジタルデータ送信システム
にの適用される。そして時分割多重アクセスシステムの
ように他の形式の多重アクセスデジタルデータ送信シス
テムでも同じく、上記の従来技術に含まれる異なった送
信機サイトからの異なった伝搬時間のために問題が生じ
る。
図4Aにおいて、典型的なフレーム構成を図示する。好
ましい実施例では、それぞれのフレームが３つの記号と
ギャップあるいは保護帯域で構成されている。３つの記
号はそれぞれ144のチップから成り立つ。ギャップある
いは保護帯域が16のチップで構成されている。それぞれ
のフレームは278ナノセカンド継続時間で、448のチップ
が合計である。チップは「コード領域」での時間の基本
単位である。コード領域とは共有されたメディア上を伝
達する信号のことである。好ましい実施例ではそれぞれ
のチップは結果ベクトルのQAM変調された要素である。
結果ベクトルはタイムスロットと等しい数の要素で構成
されていて、インフォメーションベクトルの要素を符号
分割拡散した結果である。インフォメーションベクトル
はそれぞれのチャネルあるいはタイムスロットのビット
から作られる。好ましい実施例では、それぞれの受信機
が連続的なTDMAのビットデータ列を受け取る。この連続
的なTDMAのビットデータ列は144の個別のタイムスロッ
トあるいはチャネルで構成されている。それぞれのタイ
ムスロットあるいはチャネルが８ビットを含んでいる。
好ましい実施例では、この８ビットに第９番目のビット
が加えられる。この第９番目のビットは外部装置から受
け取られたデータとは無関係のCUとのもう一つのチャネ
ルでの会話のために使われることができる。これらの９
ビットはそれぞれ３つのビットのトライビットに分けら
れる。これらのトライビットが144集まってフレーマー
記憶装置に格納される。この発明の実施例の中の幾つか
においては、これらの144のトライビットはインフォメ
ーションベクトルであり、このインフォメーションベク
トルはコード行列と積算されて、144の要素を持つ結果
ベクトルを生成する。結果ベクトルのこの144の要素はQ
AM変調されて、144のチップに成り、記号として伝達さ
れる。このプロセスはそれぞれのタイムスロットの３つ
のトライビットのそれぞれに繰り返される。結果とし
て、それぞれのフレームで３つの記号が送信される。し
かしながら、好ましい実施例においては、それぞれのト
ライビットは、１つあるいはそれ以上の冗長ビットでコ
ード化される。これらの冗長ビットによるコード化は、
この３つのビットと、直前のフレームの等しいタイムス
ロットの同じ３つのビットの状態に基づいてなされる。
冗長ビットは中央局の受信機でビテルビ復調器（ビテル
ビDecoder）を援助するように計算する。これはメディ
ア上の問題で受信した信号に問題があり、元々どんなビ
ットがそれぞれのトライビットとしてあったのかを高度
の精度で確認するものである。この発明の実施例のいく
つかにおいて、冗長ビットとビテルビ復調器を使わない
ものもある。結果としてビットエラー率が高くなるかも
しれないが、それでも発明の実施例の多くの利点は、取
り入れられている。
この分野でよく知られているように、インフォメーシ
ョンベクトルを作ることによって、それぞれのタイムス
ロットのデータを長い時間にわたって拡散することがで
きる。このインフォメーションベクトルは、タイムスロ
ットのビットのうちの幾つかをとることによって、それ
ぞれのシンボルを生成する。これにより、データは爆発
的ノイズに影響されにくくなる。符号分割多重化は、チ
ャネルの間に干渉無しに多数の６メガヘルツチャネルの
デジタルデータを同時に伝達できる。加えるに、周波数
分割多重化を使って、前期の６メガヘルツのチャネルで
送られる144チャネルに加えて、さらにもっと多くのデ
ジタルデータのチャネルを伝達できる。換言すれば、14
4の異なったTDMAデジタルチャネルが更に多重化され
て、144のデジタルチャネルと同時ではあるが、別の６
メガヘルツのチャネル上で送信できる。この２番目の６
メガヘルツチャネルは最初の６メガヘルツチャネルとは
異なった中心周波数であり、干渉を避けるために十分に
最初の6mHzの中心周波数から分離されている。１番目と
２番目の６メガヘルツチャネル双方の中心周波数は同じ
メディアを共有している有線テレビジョンプログラミン
グの中心周波数から、混信を避けるべく、十分に分離さ
れている。他の実施例では、この案はあらゆるシンボル
の数ででも同じく実行出来る。もし爆発的ノイズに対す
る強さが重要でないなら、ただ１つだけのシンボルでも
実行出来る。
図4Aにおいて、フレームFnの３つの記号（symbol）が
ブロック62、64、と66によって表される。ギャップある
いは保護帯域がブロック60と71によって表される。１つ
のフレームに１つの保護帯域がある。保護帯域71（時々
ここでギャップと呼ぶ）は記号62、64、66と保護帯域71
で構成されたフレームの同期化と均等化のために使われ
る。シンボルは加入者に供給された種々のチャネルのデ
ジタルデータのインフォメーションを運ぶ。フレーム周
期は125マイクロ秒である。フレームデータによって伝
送されるのは72キロビット／秒・チャネル掛けることの
128のチャネルと、16の制御および管理チャネルを加え
たものである。この制御および管理チャネルは１つあた
り72キロビット／秒のデータ速度で制御および管理情報
を送る。
以下、それぞれの加入者の送信機は遠隔局あるいはRU
と呼び、中央局はヘッドエンドかCU呼ぶ。
同期をとるプロセスは、それぞれのRUを「訓練され
る」プロセスである。つまり、制御および管理チャネル
の１つを介してCUからフィードバックをかけ、送信機の
遅延が調節されるプロセスである。こうして、それぞれ
のRUから送信されたフレームが同時にCUに到着する。す
べてのRUからのフレームのアライメントによって、各々
のRUからCUまでの伝搬遅延の相違にもかかわらず、それ
ぞれのRUからのフレーム１つ１つのギャップ60の初まり
が、CUの位置において同時に起きる。図4Aでは、右手に
向かって時間が増加する。それ故に、保護帯域60の始ま
りは点61に位置している。
フレームとしてデータビットを送るデジタルデータシス
テムのアラインメント 図4Bを参照されたい。これは、アラインメントに関す
る概念を図示するところの構成である。図4Bにおいて、
ｙ軸に沿って原点が座標は100で、座標が正の方向に増
加する時、時間座標が増加する。ｘ軸に沿って原点から
右手方向に離れるにつれて、中央局からの距離が増す。
中央局は点70にある。時間100がCUの図4Aにおける記号6
2の初まりを表す。３つの記号の終わりのギャップ71は
アラインメントに使われる。ギャップ71の終わりはフレ
ームの終わりである。
アラインメントプロセスはアラインメントを必要とす
るRUによって非同期に始められる。中央局はそれぞれの
フレームの同じ時間にバーカーコードを送信する。この
バーカーコードは異なった伝搬遅延のために異なった時
にそれぞれの遠隔局で受け取られる。しかしながら、ど
の特定のRUにおいてでも、バーカーコードはCUがその遅
延を変えるまでは、常にすべてのフレーム内の同じタイ
ミングにおいて受け取られる。（この概念は以下に詳し
く論ずる。）バーカーコードはアラインメントを取ろう
とするRUどれに対してもトリガとして働き、そのRUに対
するフレームタイミング受信基準となる。バーカーコー
ドの受信時刻は、アラインメントの過程の間にRUが調整
しようとしている可変遅延時間間隔の始まり示す。
図4Bで示すフレームの間のCUの「すべてのフレーム」
のバーカーコードの送信は、ライン80によって表され
る。RU＃１はバーカーコードを点67、時間72においてに
受け取る。RU＃２はバーカーコードを点69、時間74にお
いて受け取る。調整プロセスは試行錯誤のプロセスで、
バーカーコードの受領書の時からそれぞれのRUが中央局
70に向かってバーカーコードを送り戻す時までの遅延を
調整する。アラインメントは遅延が正確に調整されるま
で続き、送り返されたバーカーコードがギャップの間に
CUに到着するようになるまで続く。ベクトル68は点67に
おけるRU＃１の正しい遅延タイミングを表し、バーカー
コードの伝送73がギャップ71の真ん中のときに到着す
る。破線ベクトル76は正しくない遅延を表し、結果とし
て、破線78によって表される、RU＃１からのバーカーコ
ードの送信を表す。これは、記号66の中央のどこかで到
着し、ギャップ71を見失う。この条件は正しくないアラ
インメントを表し、クロストークが起きるかもしれな
い。
同じく、点69においてのRU＃２はゼロ遅延を使い、CU
70から送られるバーカーコードトリガ送信信号80の受領
次第にバーカーコード送信信号82を発信する。このRU＃
２からのバーカーコード送信信号82もギャップ71の中央
で到着する。これはRU＃１とRU＃２が正確にアラインし
たことを示す。
アラインメントのバーカーコード送信は典型的に短い
パルスであり、ギャップ71の間の探知を容易にするに足
る十分なエネルギーレベルである。しかるに、ギャップ
71が不規則雑音エネルギーを含むが、この短いパルスの
探知は容易である。
アラインメントのバーカーコード送信は、CU受信機で
送信されたバーカーコードと受け取った信号の間の相関
関係の数学的演算を行うことによって、ギャップの間に
検出される。もし受け取った信号がCUによって送信され
たバーカーコードと同じであれば、相関演算は、CUが送
信したバーカーコードと受け取った信号の間の重複が最
大の時にピークがある信号を出力する。このピークのタ
イミングはこのピークに寄与したバーカーコードを送信
したRUのアラインメント状態を示す。バーカーコードの
送信持続時間は比較的短く、振幅は極端に大きくないの
で、記号の途中に送信されたバーカーコードが到着して
も、一般にCU受信機によっての記号66の解釈の誤りは起
こさない。コード領域で符号化された記号は誤り検出と
補正ビット（ECCビット）を含み、どんなエラーか起き
ても、記号が受信機でフレーマー回路によって再度形成
される時通常検出される。それ故に、もしバーカーコー
ドのアラインメントの伝送がエラーをもたらすなら、そ
のエラーは通常それぞれの記号のECCビットの検出と補
正の限界内である。
図５では、図4Bに似ているが、この図は、ネットワー
クが物理的に膨張する時、起こる問題を図示する。これ
はある特定の状況の下で起こることが、例えば、夏の暑
い午後に物理的媒体は温度のために膨張し、バーカーコ
ード信号のCUからRUへ、そしてRUからCUへの伝搬時間を
変えてしまう。示された例では、CU70は時間100におい
てバーカーコード96を送信する。このバーカーコードは
位置90、時間72において最も近くのRUであるRU＃１に達
する。同じバーカーコードは位置92、時間102において
最も遠いRUであるRU＃128に達する。RU＃１がベクトル9
8によって表される遅延を使って、時間138にバーカーコ
ード108を再度送信する。このアラインメント送信信号
はフレーム＃１でギャップ106に当たり、RU＃１のアラ
インメントが正確に取れた事を示す。
位置92におかれている時RU＃128は遅延を使わず、時
間102にすぐにバーカーコード送信信号109を再び送る。
送信信号109もギャップ106の間に同じく到着し、少なく
とも位置92において、RU＃128のアラインメントが正確
に取れていることを示している。
今ネットワークが物理的に膨張し、RU＃128が物理的
に位置93に動くと考える。この位置では、RU＃128はCU
から時間103にバーカーコード送信信号96を受け取る。R
U＃128はすでにアラインメントコードの再送のための最
小の遅延を使っているので、アラインメント送信信号11
0は同じく時間103に送信される。しかしながら、ネット
ワークの物理的な膨張のために、アラインメント送信信
号110が時間111にCUに届く。これはギャップ106の末端
の後に、そしてフレーム＃２の最初の記号の中央で起こ
る。
RUが正確にギャップに当たる時、認証、つまり識別が
行われる。CUはアラインメントが成し遂げられたと伝
え、RUを試行錯誤によってその遅延を調整する事をやめ
る。RU＃128は正確にアラインメントが取れたの通知をC
Uから受け取らないので、試行錯誤プロセスでその遅延
ベクトルを増加させ始める。何度か増加させた後に、遅
延ベクトルは最終的にベクトル112によって表される遅
延に達する。この遅延ベクトルをもって、アラインメン
ト送信信号114が時間113においてRU＃128から送信され
る。それはフレーム２の末端において位置しているギャ
ップ116に達する。しかしながら、これはRU＃128が間違
ったフレームに同期させられていることを意味する。シ
ステムの適正な動作のためにRUが同じフレームの末端に
おいてギャップに同期させたすべてを持つように要求さ
れる。RUアラインメント送信を引き起こしたCUのバーカ
ーコード送信信号はこのフレーム内にある。もし１つあ
るいはそれ以上のRUのアラインメントがもう１つのフレ
ームの末端においてギャップに対して取れるなら、RUに
よって送信されたデータを解釈することにおいてCU受信
機で生じるエラーにおいて、悲惨な結果が起きうる。
図６で、図５に似ている構成を示す。この図は図５の
説明で概説したアラインメントの不整合問題に対する解
を図示したものである。図６で、CU70は、時間100にお
いてアラインメントトリガー送信信号96を送信する前
に、ベクトル116によって表される遅延を課す。バーカ
ーコード送信信号96は最も近くのRUである位置90にある
RU＃１に時間118に到着する。時間118はRU＃１の受信フ
レームタイミングを確立する。RU＃１はそれからベクト
ル122によって表される遅延を課し、時間123に同じバー
カーコードアラインメント送信信号124を送信する。時
間123はRU＃１のフレームタイミング参照信号を確立す
る。時118と時123の間の時間遅延は予測可能である。CU
がすべてのフレームの間に同時にそのバーカーコード送
信信号96を送信するからである。この送信は、すべての
RUのアラインメントを保つために送信信号96のタイミン
グを変えることが必要になるまで継続する。換言すれ
ば、すべてのRUに対するバーカーコード送信信号96の受
信時間は予測可能であり、それぞれのフレームの間に一
度づつ起きる周期的信号である。RU＃１からのアライン
メント送信信号124はフレーム＃１の末端においてギャ
ップ106に届く。
CUからのアラインメント送信信号96は時間120に最も
遠いRUであるRU＃128に届く。時間120にRU＃128は受信
フレームタイミング参照信号を確立する。これは位置92
において起きる。その後、時間125において、RU＃128は
アラインメント送信信号128を送信する。この送信信号
はギャップ106の間に最初のフレームの末端に到着す
る。こうして、RU＃128はこの位置において正確にアラ
インメントが取れている。
RU＃１の場合と同じに、RU＃128の時間120と時間125
の間の遅延時間は予測可能である。
ここで、ネットワークが膨張し、RU＃128が位置94に
動いたとする。この位置で、CUアラインメントトリガー
送信信号96は時間127に到達する。アラインメントが取
れている状態にいるためには、RU＃128は遅延ベクトル1
26をゼロにまで下げ、すぐにアラインメント送信信号13
0を再送する。このアラインメント送信信号は受信した
のと同じバーカーコードを含む。送信信号130はギャッ
プ106の間に到着する。それ故に、RU＃128は遅延ベクト
ルをゼロに減らす事によって、新しい位置においてもア
ラインメントが取れていることを示す。
今、ネットワークがさらに膨張し、RU＃128が位置96
に動いたとする。この新しい位置では、CUからのアライ
ンメント送信信号96は時間129に到着する。RU＃128にお
いて遅延時間がゼロであから、結果として、アラインメ
ント送信信号131は時間133に到着する。これはギャップ
106の末端のすぐ後である。それ故に、ネットワークの
膨張によってRU＃128のアラインメントがずれた事を示
す。RU＃128はその後、フレーム＃２の末端に続く次の
ギャップにアラインするまで、その遅延ベクトルを調整
し続ける為、それがエラーを起こす。
これが起きるのを阻止するために、CUが前にはアライ
ンメントのとれていたRUがネットワークの拡張のために
アラインメントがくるったことを発見した時、CUは初期
の遅延をベクトル116によって表される遅延からベクト
ル132によって表される遅延に減らす。この新しい遅延
ベクトルにより、バーカーコードアラインメントトリガ
ー送信信号135が時間137において送信される事になる。
このアラインメントトリガー送信信号135は時間139にRU
＃１の位置に到達し、新しい受信フレームタイミングリ
ファレンスを確立する。もしRU＃１が遅延ベクトル122
を下記に説明する機構の１つによって前もって調整しな
かった場合は、そのアラインメントはくるってしまう。
その後アラインメントを取り直す段階に入り、究極的に
は試行錯誤によって遅延ベクトルを破線であらわされる
ベクトル136に調整するかも知れない。このように遅延
を調整した後、RU＃１は時間123においてアラインメン
ト送信信号124がギャップ106に当たるように送信し、再
度アラインメントが取られる。
CUからのアラインメントトリガー送信信号135は位置9
6にあるRU＃128に時間141に到達する。RU＃128は、ゼロ
遅延ベクトルを使ってアラインメント送信信号134を送
信する。このアラインメント送信信号134はギャップ106
の間に到着し、RU＃128は再びアラインメントされる。
図６は、最初のフレームの末端にあるギャップに対す
るアラインメント、又アラインメントトリガー信号96が
送信されるアラインメントプロセスを示す。現実のシス
テムでは、これは実際的ではないかもしれないので、ア
ラインメントプロセスは将来若干の整数フレームの後に
続くギャップに対して実行される。この関係を定義する
数学的表現は以下の方程式（１）で与えられる。： （１）TTA＝Tcu＋Tru＋２×Tp＝定数＝ｎ×TF ここで、 TTA＝CUから最も遠いRUまでの全てのターンアラウンド
タイム； Tcu＝図６でベクトル116によって図示されている、CUに
よって課された遅延 Tru＝図６でベクトル126によって図示されている、最も
遠いRUによって課された遅延（同じくTtarとも呼ばれ
る） ２×Tp＝CUから最も遠いRUまで伝搬遅延Tpの二倍の時
間；そして ｎ×TF＝フレームギャップTFの整数倍数。
もちろん、ネットワークが膨張すると伝播遅延にある
追加の遅延があるが、この追加の伝搬遅延の不確定さを
Tuと呼ぶ。それゆえに、CUとRUがどれだけの遅延を課す
事に関して３つの追加の必要条件が出てくる。この追加
の条件が下記の方程式（２）、（３）そして（４）で与
えられる。
（２）Tcu＝［Td＋Tu］modulo TF ここで、 Td＝ネットワークのギャップであり、それは［TTA2−TT
A1］と等しく、ここでTTA2は信号がCUから最も遠いRUま
でを往復する完全なターンアラウンド伝搬時間に相当
し、又TTA1は信号がCUから最も近いRUまでを往復する完
全なターンアラウンド伝搬時間に相当する。；そしてmo
dulo TF＝［Td＋Tu］をTFで割った余りである。
（３）Tfar＞Tu ここで、 Tfar＝最も遠いRUの最も小さい可能なTruであり、最も
遠くのRUによって課す事のできる最も小さなRU遅延に相
当する； （４）Tnear＜TF−Tu ここで、 Tnear＝最も近くのRUの最大の可能なTruである。
これは実用的な感覚では、全てのRUがアラインするよ
うにネットワークで遅延を設立するために、次のステッ
プを取り（１）から（３）までの方程式で与えられるCU
とRUによる可能な遅延の制限を課し、全てのRUを同じギ
ャップにアラインするという事である。次のプロシージ
ャによって一列に並べられる実用的なネットワークは、
CUが光学式ノードに光ファイバトランクラインによって
つながれるようにする。光学ノードはサービスが供給さ
れるエリア、即ち外部に位置し、それはおよそ2000の個
別の同軸のリンクによっておよそ2000という数の家にま
でつながれる。このようなネットワークを一列に並べる
ためには、ステップ１はRUを光学式ノードの位置に持っ
てきて、その遅延をTnear＝TF−Tuに決める事である。
この遅延では、最も近くのRUは、余程の運を除けば、ま
すどのギャップにもあたらない事になる。最も近くのRU
がこの遅延でギャップに当たらないと想定すると、２番
目のステップは、最も近くのRUがギャップに当たるまで
CUの遅延を調整することである。これが起こる時、Tcu
＝［Td＋Tu］modulo TFの条件は真となり、これはネッ
トワーク拡張によって起こされた伝搬遅延増加量のTdの
不確定さをCUが十分に埋め合わせたことを意味する。
測距プロセス 図7A、7Bと7Cから成る図７を参照するなら、異なる伝
搬時間にも関わらず、ある１つのRUによって送信される
各々のフレームが他のRUから送信されるその他全てのフ
レームと同時にCUに到着するように、全てのRUの送信フ
レームタイミング遅延Tdを正しく設定するように訓練す
るために使われる一般的なアラインメント／測距プロセ
スのフローチャートが示してある。ここに記述された測
距プロセスのユニークな特徴の１つはRUが測距プロセス
を行い、公知の事実とは対照的にCUは多かれ少なかれ受
動的である事である。
一般にRUのパワーアップの際、RUはそのアナログ−デ
ィジタル・コンバータの動作範囲をフル活用するために
最初にそのAGCレベルを調整する。次に、RUはCUブロー
ドキャストのギャップは何時であるかを、CUが各々のギ
ャップの間に送信する周知のバーカーコードを探してい
るRU受信機のフレーム検出器にて相関関係を行うことに
よって決定するためにフレーム検出を行う。ギャップが
位置づけられると、フレーム検出器はタイムベース発生
器をその受信フレームタイミングリファレンスに同期す
るように設定する。次に、RUはチップクロック同期と搬
送波復旧を、図19の説明で後に記述された方法で行う。
搬送波復旧は周知のBPSK監視搬送波あるいは前もって決
定されたコード（タイムスロット０でのCU局部発振器信
号サンプルは全て１のCDMAコードと一緒にばらされてBP
SKを使って送信される）を使って前もって決定されたタ
イムスロットの間に送信される監視通信路信号上のスラ
イサエラーを調べることによってされる。監視通信路は
同じくフレーム番号データも運ぶ。スライサエラーはRU
局部発振器をCU局部発振器の位相と同期させるために使
われる。チップクロック同期は各々のギャップにCUによ
って送られるバーカーコードに埋め込まれているチップ
クロックからの微同調回路によって行われる。これが、
RUがCUデータとメッセージの受信に備えるために必要な
ことのすべてである。
RUは、それから正しいCUに調整したかどうか決定する
ために、又CUがコマンドと制御通信路の１つのメッセー
ジにより測距の活動を何時要請するか決定するためにCU
メッセージを聞き始める。若干の実施例では、“測距の
準備完了”というメッセージは削除されることができ、
そしてCUがバーカーコードの測距を常に見張っている事
ができるが、しかし活動を並べて抑圧するべきCUに測距
活動を調整させる方が好ましい。RUはそれから測距プロ
セスを下記の通り行い、そしてフレーム同期が成し遂げ
られた後（下に論じられる）バーカーコードの認証列を
送ることによってそれ自身をCUに登録する。これはCPU
がC3回路860を介してCUから“私はギャップに１つのバ
ーカーコードを見いだしました、どうぞあなたの認証コ
ードを送ってください。”というメッセージを受け取る
時にCPUによって行われる。CPUはそれからバス512の上
のデータを図28Aにある測距回路510に何の認証バーカー
コード列を送るべきかを伝えるよう送る。CUはそれから
それが何の認証コードを見いだしたかを示す、又バーカ
ーコードが何個のチップ分ギャップの中心から離れてい
るかを示すメッセージを送信する。測距をしているRUの
中のCPU405は、それからバス499上の送信フレームタイ
ミング遅延リファレンスTdをバーカーコードがギャップ
の中心になるように正しく調整する。CPU405が測距回路
510に送るデータの他の項目は、測距バーカーコードに
使う電力レベルを示すＰというラベルの付いたデータ
と、測距回路510にRU又はCUの測距の規則に従うべきか
否かを示すRU/CU信号である。
次に、CUは図28Aにあるフィルタ563のようにRU信号を
あらかじめ歪め、通信路の歪みを除去し測距の結果の品
質をテストするような、RU送信機のプリコードフィルタ
の中に設定する係数を決定するためにRUに均等化訓練期
間に入るよう指示する。訓練アルゴリズムは図45の説明
と関連して下に論じられる。
測距プロセスは、ブロック180においてCUがそれぞれ
のフレームについて始めから前もって決定された時間待
ち、それからギャップの間にRUにトリガー信号バーカー
コード送信信号を送る事を表されるように始まる。通常
このトリガー信号はフレーム間のギャップの間に送ら
れ、それはCUが下に論じられる理由により追加の遅延を
加える時でさえそうである。RUはこれらのバーカーコー
ドのために、図19にある回路513や図34にある回路882の
ような、それらのフレーム検出器回路を使ってこれらの
ギャップを監視する。
ブロック182はそれぞれ同期させようと（用語の“同
期”、“測距”および“アラインメント”は全て同意語
として、RUがそのフレーム境界とCUのフレーム境界とを
アラインさせるべく、その遅延ベクトルを正しく設定す
る為の訓練のプロセスを意味として使われている。）し
ているRUがCUからのバーカーコードトリガー信号の送信
を受信し、受信フレームタイミングを設定し、そしてそ
の遅延ベクトルに最初の遅延を設定するプロセスを象徴
する。その後、RUは、RUのフレーム間のギャップの間
に、それがCUから受け取った同じバーカーコードをアラ
インメントの送信信号としてCUに送信する。
ブロック184では、CUは、ギャップの間に受け取られ
た全ての信号とトリガー信号として送信されたバーカー
コードとの間で相関関係数学的関数を実行する事によ
り、活動についてギャップを監視する。もしもトリガー
信号とまったく同じのバーカーコードがギャップの間に
受け取られると、相関関係計算は相関関係の最高点がギ
ャップの中に見いだされたという結果となる。もし相関
関係計算で最高点が見出されたという結果であるなら、
処理はブロック190によって表されるプロセスに進む。
そこでは、CUはすべてのRUへのメッセージをブロードキ
ャストし、それはギャップの中心の８個のチップで活動
を見いだしたことを示す（あるいは、若干の実施例であ
るように、ギャップの中のどこかで）。それから同期さ
せようとしているそれぞれのRUがその“シグナチャ”、
即ちバーカーコード送信列の形式によるそのRUの認証コ
ード、を送るというブロック192のプロセスが行われ
る。即ち、CUからのブロードキャストに対する応答とし
て、同期を取ろうとしているそれぞれのRUは、そのRUの
バーカーコードがCUがギャップで見出したバーカーコー
ドであるか否か、そしてそれがギャップにある唯一のRU
であるか否かを決めるために、そのユニークなシグナチ
ャをCUに向かって送る。このプロセスは認証と呼ばれ
る。
ブロック192のプロセスは認証プロセスの始まりを象
徴する。それぞれのRUは複数フレーム認証周期のギャッ
プの間のバーカーコードの送信及び非送信からなるユニ
ークなシグナチャを持っている。特に、それぞれのRUの
ユニークなシグナチャは一種のモールス信号のように認
証周期のあるギャップの間にバーカーコードを送信する
が他のギャップの間には送信しない事を伴う。それぞれ
のバーカーコード送信はギャップの中央の８個のチップ
の内の１つの間に相関関係最高点をもたらす。それぞれ
のRUはユニークな16ビットのRU IDを持ち、それぞれの
ビットはバーカーコード相関関係の最高点がギャップの
中央の８個のチップのどこかに存在するかしないかを示
す。（若干の実施例ではギャップの中のどこにでも）そ
れゆえに、RU IDを送信するのに16のフレーム又は４つ
のスーパーフレームを要する。認証周期の間でバーカー
コードが送信されているギャップの数をバーカーコード
が送信されていない間のギャップの数と比較すると、も
しもただ１つのRUがギャップにアラインされてその認証
シグナチャを送信しているならば、活動は認証期間のギ
ャップの中でただの50％の頻度でしか見つからないとい
うものである。CUが競合、即ち後に記述されている要領
で１つよりも多いRUが同じギャップにある事、を検出出
来るので認証にはこの方法が選択された。
ブロック192のプロセスを行った後、図7Bにあるブロ
ック194のプロセスは行われる。このプロセスはCUが認
証期間中の複数シグナチャ列フレームの間のギャップそ
れぞれを監視しそれぞれのギャップで受信した信号とCU
が送信したバーカーコードの相関関係を行う事を伴う。
相関関係最高点は相関器出力と閾値とを比較して発見さ
れる。閾値は、ギャップが空の時の閾値を検出し、その
空のギャップのベースノイズ値の上のある決まったデル
タにおいて設定される。
次に、ブロック196のプロセスが行われる。このプロ
セスでは、CUは活動の検出された認証期間中のギャップ
の数を数え、１つより多いRUがギャップに当たっている
事を示す50％の活動水準限度が超えられたかどうかを決
めるためにその数を認証期間中の全てのフレームの数と
比較する。この方法の利点は活動検出、競合検出、そし
て認証が全て１つのプロセスに結合されているため、よ
り効率よくプロセスが迅速化される事である。
ブロック184のプロセスの考察に戻るが、もしもCUが
アラインメントギャップの監視を行っている間に相関関
係計算から最高点を見つけなかった場合には、ブロック
186のプロセスが行われる。ブロック186のプロセスの中
で、CUは全てのRUに遅延を調整し再度バーカーコード送
信信号でギャップに当てるよう試みる事を伝えるメッセ
ージをブロードキャストする。それからブロック188の
プロセスが行われ、その中で同期を取ろうとしているそ
れぞれのRUは、遅延ベクトルを増加させ、そしてCUから
受信した同じバーカーコードを再度送信する。以降、ブ
ロック184のプロセスは再度実行され、その中でCUは活
動についてギャップを監視する。ブロック184、186と18
8から成るループは、その全体が試行錯誤のプロセスを
作り上げており、それは少なくとも１つのRUがギャップ
に当たるまで、アラインさせようと試みている全てのRU
が継続的に遅延ベクトルを増加させるようにするもので
ある。
ブロック196の考察に戻るが、もしも認証期間の間に5
0％の活動水準が検出されたなら、それはただ１つのRU
がギャップにあるという事を意味する。このような場
合、ブロック198のプロセスが行われる。このプロセス
では、CUは認証期間の間に送信されたユニークなシグナ
チャの中からギャップの中にそのバーカーコードが見出
されたRUを識別する。言い換えれば、CUはどのギャップ
が相関関係最高点を有しているか、又それらのギャップ
の順序はどうかを正確に検索し、うまくアラインさせる
事の出来た特別のRUを識別するために、それぞれのRUの
ユニークなシグナチャ列を載せてあるルックアップテー
ブルの中でこの列を探す。ブロック198には、活動がギ
ャップの正確に50％で検出される場合に限り、到達す
る。
CUがRUを識別した後、ブロック198の最後のステップ
としてCUはその決定された識別を全てのRUにブロードキ
ャストする。
次に、ブロック200のプロセスが行われる。このプロ
セスでは、CUにその識別をブロードキャストされたRU
は、ブロードキャストされたメッセージ中の自分自身の
識別を認識し微同調モードに入る。
微同調モードはブロック202のプロセスによって表さ
れる。このプロセスでは、CUはギャップに自分自身をア
ラインさせたRUに対し、CUによって計算された相関関係
最高点をギャップの正確な中央に持っていくためにどの
ようにその遅延ベクトルを調整するかを指示する。好ま
しい実施例では、ギャップは16のチップから構成されて
おり、それはギャップの中央に８つのチップがあり、こ
の中央のグループの８つの両側に４つずつのチップがあ
るものである。微同調モードの間に相関関係最高点を中
央８つのチップの中央にて中心に置く事が望ましい。上
で触れているように、チップとはフレーム周期の125マ
イクロ秒をフレームを構成する448のチップで分割した
値に等しい小さな時間の期間である。言い換えれば、そ
れぞれのチップは279ナノ秒の持続時間である。ブロッ
ク202の微同調プロセスはCUとギャップの中に自分自身
をアラインさせたと識別されたRUとの間でメッセージを
送り返す事を伴う。これらのメッセージは管理制御通信
路上で送られる。通常交換はCUからRUへのただ１つだけ
の司令を伴うだけで、例えば“遅延ベクトルを２つのチ
ップ分増加せよ”又は“遅延ベクトルを３つのチップに
分減少せよ”と伝えるものである。RUはそれから指示さ
れた調整を行いバーカーコードを再送する。CUは再び相
関関係最高点を計算し、最高点がギャップのどこで起き
るかを調べる。もし最高点がふさわしい位置で起こって
いるなら、CUはRUに対し、満足なアラインメントが成し
遂げられたので遅延ベクトルの調整をやめるようメッセ
ージを送る。
ブロック196のプロセスの考察に戻るが、もしもCUが
認証期間の間のギャップの50％よりも多くがその中に相
関関係最高点を持っていると決定したならば、即ち50％
よりも多く活動が検出されたならば、ブロック204のプ
ロセスに到達する。このプロセスには、１つより多いRU
が同じギャップにそれ自身をアラインさせた時に限り到
達するものである。この場合、それぞれのRUがそのユニ
ークなシグナチャを送信している為、そしてそれぞれの
シグナチャがただ50％だけの活動水準を持っているユニ
ークな順序であるため、２つのRUが同じギャップにある
ことについての結果は認証期間のギャップの50％より多
い間、相関関係最高点が起きるという事である。もし１
つより多いRUが同じギャップの間に微同調を取ろうとす
るならばRUを同調させることは不可能である。それゆえ
に、CUはギャップにあるRUの数を１まで減らさなくては
ならないので、CUはブロック204のプロセスを行うこと
によりそのプロセスを始める。このプロセスでは、CUは
すべてのRUへのメッセージをブロードキャストし、同期
を取ろうとしているRUのみ衝突解除プロトコルを実行す
るよう指示する。
次に、衝突解除プロトコルを始めるためにブロック20
6のプロセスが行われ、ここでは同期を取ろうとしてい
るそれぞれのRUが継続して同期を取ろうと試みるのか、
又は同期を取る試みを止めるのかの任意の判断を実行す
る。それぞれのRUはいずれかの結果の可能性50％におい
てこの判断を下す。
すべてのRUが継続するべきかどうかの任意の判断を下
した後、ブロック208のプロセスは行われる。このプロ
セスでは、アラインし続けることに決めたRUはタイミン
グを変更すること無くシグナチャ列を再び送る、即ち、
試行錯誤プロセスの最後の繰り返しで使われたものと同
じタイミングでということである。言い換えれば、継続
することに決めたそれぞれのRUは現在定められている同
じ遅延ベクトルを使って、もう１つの認証期間の上にそ
のユニークなシグナチャ列（以降時折り“点線列”と呼
ばれる）を送信するということである。
次に、図7Cのブロック210のプロセスが行われ、ここ
ではCUは再び認証期間のギャップを活動について監視す
る。
もしも継続すべきかどうかの任意の判断の結果、どの
RUもシグナチャを送信していないという事になったなら
ば、認証期間のギャップの中に何も活動が見いだされな
いということになる。この場合、ブロック212のプロセ
スが行われ、ここではCUはメッセージをブロードキャス
トし、すべてのRUの前に段階に戻り測距プロセスを継続
するか中止するかの判断を再び下すよう指示する。
ブロック214に図示されているように、RUはそれから
自分自身をアラインさせるよう試みる事を継続するの
か、止めるのかの決定を再実行し、前の繰り返しで使わ
れたものと同じ遅延タイミングで認証期間の間にシグナ
チャを再び送る。
ブロック214のプロセスに続き、１つのRUをギャップ
に入れるのに10回より多くの試みが起こったかどうか決
定するためにブロック216のプロセスは行われる。もし
そうであるなら、ブロック218のプロセスが行われ、ブ
ロック180に戻り、測距プロセスを始めからやり直す事
になる。もし10回より少ない試みがなされたなら、プロ
セスはブロック210のプロセスに戻り、このプロセスに
おいてCUは再び認証期間のギャップを活動について監視
する。
もしブロック21のプロセスがギャップでただ１つだけ
のRUを見いだしたならば、即ち、50％の活動水準が認証
期間の間に見出されたならば、ブロック222のプロセス
が行われる。ブロック222のプロセスは、ギャップで見
い出されたRUの識別をブロードキャストし、前にブロッ
ク202に参照で記述された方法でRUが微同調される事に
より、RUを認証する。
もしCUがブロック210のプロセスにおいて１つより多
いRUがまだギャップでいる事を発見したならば、プロセ
スはブロック204に戻り、ここにおいてCUはすべてのRU
へメッセージをブロードキャストし、衝突解除プロトコ
ルを実行するよう指示する。このプロセスはブロック22
0によって表されている。
図7Aから7Cに記述されている測距プロセスにいくつかの
代わりの実施例がある。それらは一般に２つのクラスに
分類される。図7Aから7Cに記述されている実施例のクラ
スの第一は、検証管理制御の“あなたはギャップに当た
りました”というメッセージがCUから受け取られるまで
送信フレームタイミング遅延Tdを修正する試行錯誤プロ
セスにより、RUがCUまでの信号の伝搬時間を測る事を伴
う。このクラスには代わりの形式があり、ここにおいて
は、CUは容易に検出可能な何らかのマーカを送り、それ
がRUに容易に検出可能で且つ奇麗で強い相関関係最高点
の質を持つ何らかのエコー信号を送り返させ、そしてた
だ１つだけのRUがギャップに残り、その旨の検証メッセ
ージがCUから受け取られるまで試行錯誤プロセスを実行
することによりエコー信号のタイミングを調整する。言
い換えれば、RUはCUが送った同じバーカーコードを送り
返す代わりに、RUはチャープあるいは長い、低出力の複
数のギャップの上に広がる列をフレーム全体に掛けて、
あるいは複数のフレームに掛けて送ることが出来るとい
う事である。RUは上流の雑音上で容易に検出出来る非常
に幅の狭い、例えば１つのチップ幅の、高出力のパルス
を送り返す事も出来る。CU受信機は、測距の最中に、周
知のチャープ、長い低出力の列、あるいは短い、ハイパ
ワーのパルスの相関関係を実行し、相関関係最高点を作
り出す。
CUによって検出された複数の相関関係最高点は競合を
示す。そしてCUは測距をしていたRUに“コインをフリッ
プして”再び試みるよう指示をする。ただ１つのRUだけ
が測距をしていてギャップに当たると、図7Aから7Cにあ
るように、連続的なギャップの前もって決定されたユニ
ークな順序で初期の測距用に送られた信号列（あるいは
何か他の容易に検出可能な強い相関関係最高点の特徴を
持つ信号）を送る事により識別プロセスに進む。もう１
つの代わりの形式は試行錯誤を実行する事であるが、容
易に検出可能でそれぞれのRUに特有な測距の信号を送信
する事により、識別のシーケンスを除去するものであ
る。これは、異なったRUがあると同じ数の異なった相関
関係を行わなくてはならない為、CU受信機ギャップ監視
回路を複雑にする。これはそれぞれのRUについて並列に
ひとつの相関器で行う事が出来る。又は直列で１つの速
い相関器で、それぞれの間に受信された信号のサンプル
のバッファの（あるいはRUによって送られる列の長さで
あることは何の上にでも）複数の相関関係を行う事も出
来る。競合は複数の相関関係最高点として検出される。
競合の解除はCUからRUに対するコインをフリップせよと
いうようなメッセージによってである。１つのRUが測距
を始めると、そのRUは相関関係最高点がCUフレームの始
まりとの相対的なタイミング関係を取ったというメッセ
ージをCUから受け取るまで送信フレームタイミング遅延
を調整する。これは、もしRU送信器がその送信フレーム
タイミング遅延で送信したとするならば、そのフレーム
はCUフレーム、及び既にフレーム同期に入っている他の
RUに対応する数の、それらRUからの全てのフレームと同
時にCUに到着する事になるというものである。
RUが適切な送信フレームタイミング遅延を試行錯誤で
決定するというクラス内のもう１つの代わりの実施例は
一般に次のステップを含む。RUは乱数的に選ばれた16の
うち８つの一時的なRU IDを前もって計算する。CUは測
距の送信を要請する。測距を望むそれぞれのRUは一時的
なRU IDを最初の繰り返しの送信フレームタイミング遅
延値を用い、次の16のRUフレームの８つのギャップの中
で８つのバーカーコードとして送信する。CUは16バイト
から成る測距状況データを作成する。それぞれのバイト
のそれぞれのビットは相関関係最高点が対応するギャッ
プの中央の８つのチップの内の対応するチップの間に起
こったかどうかを示す。CUは16バイトを８つの16ビット
のフィールドに再編成する。そして全てのRUにこのデー
タを４つの連続したフレーム上で測距状況メッセージと
して送信する。このメッセージは測距状況データはどの
スーパーフレームに相当するものか、そして次の測距送
信が行われるスーパーフレームについてのデータを含
む。それぞれのRUは状況のメッセージを受け取り、メモ
リにいれ、RUコンピュータ405にメッセージの存在を伝
える。RUコンピュータは測距状況のメッセージを解析及
び見渡してデータの中身を次にあるプロトコルに従って
解釈する。もしすべての項目がゼロであるなら、測距を
している全てのRUがギャップをミスしたと結論付け、送
信フレームタイミング遅延を新規の値で設定し、そして
下流の測距状況のメッセージにて指定されている活性化
時間において次の16フレームの繰り返しで一時的なIDを
再度送信する。新しい送信はCUに到着し、１バイトの測
距状態の生データがCUでFIFO記憶装置でストアされる。
CUコントローラーはFIFOデータのDMA転送を始め、測距
状態の生データを処理し、そして訓練入力キューに正当
なRU IDを提出する。もしRUコントローラーによって分
析された測距状況のメッセージがどれかのギャップに１
つより多いパルスがある事を示すなら、衝突が起こった
という事である。もしRUが状況メッセージの中にその一
時的なIDを見出せないなら、それは衝突に関わったと想
定し、本願の他のところに記述されている競合解除アル
ゴリズムを実行する。もしRUが測距状況データの中に一
時的なIDを見いだすなら、それは認証されていてギャッ
プの中にあるという事である。RUはギャップにおけるそ
の一時的なIDのパルスの位置を見る事により、それが中
心の８つのチップの中央からどれだけ外れているかを決
定し、そしてそれ自身オフセットを計算して、送信フレ
ームタイミング遅延に応用する。RUはここで均等化訓練
の準備が出来たという事になる。上記のプロトコルの変
形が要求測距で、これは停電の後のように全てのRUが同
時に回復しようと試み、よって競合解除メカニズムに過
剰負荷をかける結果となる際に、それぞれのRUがRU ID
によって個々に扱われ測距をはじめるよう要求されると
いうものである。
他のクラスの測距実施例はCUがそれぞれのRUまでの完
全なターンアラウンドタイムを計算し、それぞれのRUに
どのくらいの送信フレームタイミング遅延を使うかを指
示する事を伴う。このクラスでは、CUはRU受信器が容易
に検出可能なマーカ信号を送る。それぞれのRUはそれか
らすぐに同様に容易に識別可能な信号を送り返す。この
信号は、例えそれがペイロードデータのフレームの中で
到着するとしても、CU受信器によって検出されることが
できるものである。このようなシグナルはチャープ、高
出力、狭いパルス、又は１つあるいはそれ以上のフレー
ムに渡る長い列のチップでありうる。CUは信号の相関関
係最高点を検出し、それをオリジナルのマーカ信号の送
信時間と比較する。この差が完全なターンアラウンドタ
イムあるいはTTAである。CUはそれからCU自身の識別を
明確にするためにRUにメッセージを送り、それは“モー
ルス信号”認証シーケンス、あるいは第一のクラスの測
距実施例で上記に記された他の方法の１つでされる。CU
がRUの識別とそのTTAを知ると、CUはRUにメッセージを
送り、フレーム同期を成し遂げるためにRUがどれだけの
送信フレームタイミング遅延を使うべきかを指示する事
が出来、RUはすべてのフレームの送信にこの量の遅延を
設定する事となる。
両クラスのこれらの代わりの実施例では、RUによって
送信された測距信号がペイロードデータの雑音上で検出
出来る、即ちCUにフレームの間に測距信号が到着する例
では、全てのフレームにギャップがある事を必要としな
い事に注意を払って頂きたい。この実施例では、大振幅
の容易に検出出来るパルス、又は１つあるいはそれ以上
のフレームに渡る長く、且つ相関器によって容易に検出
出来るシーケンスを使っている。大きいスループットの
SCDMAシステム内での唯一の必要条件はRUフレームが、
別のRUからの相応した番号のフレームと同期して着くこ
とである。もしそのタイミング関係をギャップなしで成
し遂げることができるなら、ギャップを持つ必要はな
い。例をあげると、細くて、大きな振幅パルスの場合、
パルスが別のRUからの相応した番号のフレームの初めに
到着するようにRU送信フレームタイミング遅延が定めら
れた時、RUはフレーム同期を成し遂げる。例えばシーク
エンスが長く２つのフレームにまたがって広がってい
て、相関関係のピークが２つめのフレームの最後にある
場合、もしRUがフレーム送信を長いシークエンスの送信
を始めた時に始めるのなら、そのフレームはCUフレーム
境界と同時に着き、それゆえに別の相応した番号のRUフ
レーム境界ともまた同時に着くということを意味する。
このフレーム同期を成し遂げるためのいかなる方法論も
当発明の教えの範疇である。
トリガー信号バーカーコードを送信するのにCUによっ
て使われる遅延ベクトルを調節する過程は、CUが遅延を
変える前にそれを防止するための何かがなされなけれ
ば、システム内全てのRUの同期化に損失を起こしかねな
い。それは、CUが遅延ベクトルを短くする時、これから
起こる変化を警戒するためのある一定の手段をとられな
ければ、最も遠くにあるRUよりCUに近い所にあるRU全て
にアラインメントのずれを生じる。CUが遅延ベクトルを
変える際に全てのRUを再調整する異なったプロセスの実
施例が３つほどある。この実施例の中でも好まれる例が
図９のフローチャートに示される。その例はCUが遅延を
変える時、RU全ての同期化の損失を防止するため、CUの
遅延ベクトル変更以前の活動を伴う。
最初の過程は図８のフローチャートに示される。この
過程は他に良い用語がないためDRSP（dead reckoning r
esychronization process）と呼ぶ。この過程の中で、C
Uはブロック240内でもっとも遠くにあるRUとのアライメ
ントを保つため、遅延ベクトルを変える必要があると結
論付ける。この結論はいくつかあるうちのどの方法から
も得ることができる。たとえば最も離れているRUがCUに
使用中で最短の遅延ベクトルにアラインされているとい
う通知後、最も離れているRUのアラインメントを継続的
にモニターする方法。また、その代わりとして、CUが定
期的に最も離れているRUがいまだにアラインメントされ
ているかを問うメッセージを送る方法。このメッセージ
は、RUが認証署名を送信し、最も離れているRUの認証署
名が認証間隔のギャップ内に現れるかどうか決定するた
め、認証間隔の次の少数のフレームをモニターするリク
エスト形式をとる。もしCUが遅延ベクトルを変更する必
要があるとブロック240内で判断した場合、遅延ベクト
ルを変更する。
以前にも言及されたように、CUはバーカーコードトリ
ガー信号を送信するのに、すべてのフレーム内で同じ遅
延ベクトルを使うので、RUは、CUが自ら起こしたタイミ
ングの変化に頼って計測するための予測可能な周期的な
信号を持つ。言い換えれば、各々のRUに対し各々のフレ
ーム内でのCUからバーカーコードが着く時間は予測可能
である。そしてそれが変わる時も、RUはどれだけ変わっ
たかを測定する事が出来る。CUからのバーカーコードが
予想された時間に着かない時、RUはCUの遅延ベクトルが
変更したという事を知る。RUはそれから新しい受信フレ
ームタイミングリファレンス信号の誤りを測る。例：古
い受信フレームタイミングリファレンス信号と新しい受
信フレームタイミングリファレンス信号との差を測るこ
とによって得るCUからのバーカーコードトリガー信号の
到着時間。この過程はブロック242によって示される。
最後に、各々のRUはブロック244の過程の中で、自身
の再アラインメントをする。この過程の中で、各々のRU
は受信フレームタイミングリファレンス信号が変化した
量だけ遅延ベクトルを変える。そして各々のRUは測距過
程を始める。どのRUでもいついかなる時にも測距を始め
られるよう、CUは全てのフレームの末端でギャップをモ
ニターする。
図９はCUが遅延ベクトルを変えた後に全てのRUを再同
期化させるための好まれる過程を表す。この過程は本願
において前兆実施例と呼ばれる。この過程はブロック24
6で始まる。そこではCUが、最も離れているRUと最も近
くにあるRUと同じフレームとの同期をとらせるため遅延
ベクトルを変更しなければならないとの判断を下す。CU
は遅延ベクトルを変えなくてはならないという判断後、
全てのRUに対して、いつ、そしてどれだけ遅延ベクトル
を変えるということを示したメッセージを放送する。
次に、各々のRUが放送を受け取り、その遅延ベクトル
をCUが特定の時間に遅延ベクトルを変えるのと同じ量だ
け変えるブロック248の過程を行う。それは、CUが遅延
ベクトルを変えるというCUからのメッセージの中で示さ
れた時、各々のRUがCUによって指示された量だけ遅延ベ
クトルを変える。
最後に、ブロック250の過程は各々のRUが同期化プロ
セスを再び始めるところで行われる。
図８、図９両方の実施例は、各々のRUが非常に急速に
再同期化を行うため、データの損失がほんの少しか全く
無い結果を生じる。この結果が起こるのは、各々のRUの
遅延ベクトルが、CUが遅延ベクトルを変えることにより
遅延ベクトル増大の試行錯誤による遅延を除く時、同期
化に必要な遅延に即座に設定されるからである。
CUが遅延ベクトルを変えた後に再同期化をとるための
最後の実施例は、CUが単に全てのRUに対して「私が遅延
ベクトルを変えたので、あなたは直ちに全て再アライン
メントしなければならない」というメッセージを放送す
ることである。各々のRUはそれから図7A、7B、7Cに示さ
れるアラインメント過程に再び入る。この過程は全ての
RUが調整されるまで各々のRUによって繰り返される。
上記の測距過程で、RUではなくCUがRUからCUまでの距
離を判断しているということに注目されたい。RUが測距
をする利点は新しいRUがシステムに入る、或いは存在す
るRUが同期を失う度に、CUが多数のチャネル上で測距機
能を行うために通信を停止する必要が無いことである。
交通がリアルタイムのビデオのような要求の大きなアプ
リケーションを頻繁に含んでいるシステム内で、測距の
ために交通の流れを止めることはビデオ情報の流れをさ
えぎり、加入者のビデオ会議、映画等々を混乱させるの
で考慮できない。本願において多数の実施例として述べ
られている測距システムの中では、測距過程が周波帯の
外、つまりギャップの中、で行われているので交通を止
める必要はない。さらにまた、バーカーコードの送信出
力が低く相関関係による過程が使われているので、チャ
ネルの通信を妨げることなく、いかなる試行錯誤タイミ
ング値でも（見当なしに）プロセスを始める事が出来
る。それは、たとえRUによってCUに送り返されたバーカ
ーコードが誤ったタイミングを持ち、ギャップ外のどこ
かに位置しても、出力レベルは大きな干渉を起こすほど
大きくはない。たとえ仮にある小さな干渉が起こったと
しても、フレーム内で送信されたシンボルのチップは干
渉からエラーなしで再生するためのトレリス暗号調整と
の十分な冗長を持っている。なぜなら、既知のバーカー
コードパターン（CUが前のギャップの中でRUに送信した
のと同じバーカーコードパターン）への相関関係が、CU
によってギャップの中のRUからバーカーコードを検出し
たかどうかを判断するために使われているので、RUはバ
ーカーコードを通信との干渉と、ギャップに合うように
RUの送信フレームタイミング遅延値、Tdを定める試行錯
誤の過程の中で、多数のペイロードチャネルのデータに
間違いを起こすことを避けるため、大変低い出力レベル
で送信することが出来る。
RUが測距の過程を始める事と、データのフレーム間の
ギャップを使って測距の過程を行う事との利点はペイロ
ードのデータ通信が測距の過程の途中で中断する必要が
ないことである。もちろん、測距信号がフレームの真ん
中に着き、ペイロードデータ受信と干渉することのな
い、測距信号の検出が出来る実施例に関しては、測距の
途中で通信を中断する必要はない。ギャップを使う実施
例では、フレームの間のギャップにバーカーコードを送
信する。それからRUがギャップに合うまで、送信フレー
ムタイミングを調整する試行錯誤の過程の中でバーカー
コードをエコーする。RUによるバーカーコードの送信に
は低出力レベルが使われていて、バーカーコードを見つ
けるための相関関係はCUによって行われているので、誤
アラインメントは誤りを起こさない。従って、たとえRU
によって送信されているバーカーコードがフレームのデ
ータの部分にぶつかろうが明らかな誤りは起こさない。
それゆえに、本願に述べられている測距過程のもう一つ
の利点は、どんな送信フレームタイミング遅延値を持つ
各々のRUによっても見当なしで始めることができる。は
なはだしい誤アラインメントでさえも、ペイロードデー
タには明らかな誤りを起こさないので、始まってから遅
延を微調整する前に、RUへの正しい送信フレームタイミ
ング遅延の概算をあらかじめ調整する必要はない。トレ
リス暗号調整と冗長ビットがペイロードデータの各々の
トライビットで使われているので、誤アラインメントに
よって起こされたどの誤りも再送信の必要なしに前方エ
ラーコレクションによって検出され、直すことができ
る。ところが別の実施例では、同期式CDMAを確立するた
めにCUがRUまでの範囲を測る従来の測距の方法を使うこ
とができる。
上記に述べられた高出力パルス実施例ではCUからのト
リガー信号を受け取った後、細くて高振幅パルスを送る
ことによってRUがトランスポンダの役目を果たしてい
る。CUからのトリガー信号は、特別なパルス、バーカー
コード等々である。もしRUが誤調整されていて、大振幅
パルスがアップストリームペイロードデータの中におり
るようであれば、CUは高振幅パルスによって“ステップ
オン”された特定のチップを無視するであろう。ペイロ
ードデータの周波帯幅がダイレクトシークエンスCDMA拡
散を使ってとても大きく広がったため、ペイロードデー
タを再び再現することが出来る。この仕組みが動作する
ためにトレリスコード調整は必要ではない。RUのパルス
を検出して、そのタイミングをフレームタイミングリフ
ァレンスとの位置と比較した後、CUはRUの身分参照し、
RUはそれをパルス位置変調、振幅シフトキーイング等々
の従来のどれかの方法によって送る。CUはそれからRUに
パルスを固定タイミングリファレンスに近いようにする
方向に送信フレームタイミング遅延を変えるよう指示し
たメッセージを送る。そしてこの過程はRUがタイミング
リファレンスにぶつかるまで続く。この方法では、各々
のフレームにギャップや保護帯域の必要が無い事に注意
されたい。
上記の測距実施例のなかで、システムの“スパン”、
つまり、最も離れているRUのTTAと最も近くにあるRUのT
TAの差、は一つのフレームの時間よりも短いという仮定
がされていることに注意されたい。これが本当の時、す
べてのRUは同じギャップ対してアラインメントする。全
てのRUが同じギャップに対してアラインメントされてい
てかつCUが全体の回転時間を知っている時、CUがRUにダ
ウンストリーム管理によって通知して、各々がどのコー
ドを使うべきというメッセージを管理するダイナミック
なコード割り当てを使う事が出来る。CUはそして各々の
RUからの信号を復号するのにいつ、どのコードを使うと
いう事を理解する。
大きなシステム内では、スパンがフレームの時間より
も長い事もありる、そしてスパンがフレーム間隔より無
理に短くなるようにする事は不合理にシステムのサイズ
を強制する事である。
システムのスパンがフレームの時間より大きい時、全て
のRUが同じギャップに対してアライメントをすることが
出来ないので、アカンティング問題が起こる。これは、
各々のRUに対する全体の回転時間（ターンアラウンドタ
イム）を知らないかぎり、CUは各々のRUがどのコードを
使ってそのペイロードデータの周波数帯域を拡散したか
を知らないという事を意味する。言い換えれば、CUダウ
ンストリームによってRUに送信された各々のフレームは
パイロットチャネル搬送波音に暗号化された千フレーム
マーカ信号によって番号付けされる。RUレシーバーはこ
の千フレームマーカを検出し、個々の受信したフレーム
を数える、従って各々のCUから受信したフレームのフレ
ーム番号が何かを知っている。もしシステムのスパンが
フレームの一つの間隔より短く、各々のRUが同じギャッ
プに対してアラインメントされている場合、各々のRUが
いつ例えば、CUフレーム99を受け取ったということを知
るだろう。RUによって送信された次のセットのフレーム
は全て同時にCUに着くだろう。つまり、CUでの次のフレ
ームの最初と、それら全てのRUフレームにはCUによって
フレーム番号100番が割り当てられ、共に拡散を戻し、
復号する。この状態では、フレーム100内で、コード55
番と57番を使うというRU1927番へのダウンストリームイ
ンストラクションとフレーム100内でコード３番を使う
というRU3番への指示が意味を成す。そして、フレーム1
00内でどのコードを各々が使ったかを知っているので、
CUは正確に各々のRUからのデータを復号する事ができ
る。しかしながらRU1927番がRU3番がアラインメントさ
れているギャップの後の次におこるギャップにアライン
メントされていると認める必要がある。これはCUからフ
レーム99番を受信したときフレーム99番に応じて、RU3
番によって送信されたフレーム（もしオフロードされた
ときフレーム99のダウンストリームデータ、新しいアッ
プストリームデータがロードされる、そしてフレームが
CUに向けて再返送される）はCUに着いた時、100番が与
えられるということを意味する。しかしながらフレーム
99番の受信に応じてRU1927番によって送信されたフレー
ムはCUフレーム101番の最初の着き、そしてCUとRUフレ
ームにより101番として扱われる。もしCUがRU1927番がR
U3番と同じギャップにアラインメントされていないとい
うことを知らないと、RU1927番が現実にはフレーム101
番のために割り当てられたコードを使っている時にRU19
27番とRU3番両方ともフレーム100番のために割り当てら
れたコードを使用していると想定するだろう。
このアカンティング問題の対策はCUがTTAを知る事、
つまり、それぞれのRUに対し、CUによって各々のRUに送
信された全体の往復伝達時間を知ることである。各々の
RUはそれから各々の受信されたCUフレームのフレーム番
号が何番かそしてCUによってCUフレームの受信に応じて
送信された次のRUフレームに何のフレーム番号が割り当
てられるかを見失わないためにTTA時間に監視チャネル
の中にコード化された（又は他の方法でダウンストリー
ム送信された）千フレームマーカを加えた物を使う。こ
れはRUが各々のCUに、CUによって正当に割り当てられた
直交で擬似乱数的な拡散コードを使うことを認める。な
ぜなら各々のRUのフレームに関して、CUがRUに何番のフ
レーム番号を与えるか、そしてCUからのコード割り当て
メッセージはCUがRUフレームに与えているフレーム番号
に基づいているという事が分かるからである。
無限測距を支えるために、実際にCUで使われたTTAを
計算するための各々のRUに対するアルゴリズムは極めて
簡単である。このアルゴリズムはTTAを計算しているRU
が問題無く測距プロセスを終了し、あるギャップにアラ
インメントされた後に起こる。CUはRUにフレームを送
る。フレーム自身にはタッグ番号は無い、しかし監視チ
ャネルデータ内の千フレームマーカは、RUがローカルカ
ウンタカウンタを使い受信されたCUフレームを数えるの
を認める。その間にCUがフレームを送るのに従い、フレ
ームカウンタが増え続ける。受信したフレームに応じRU
は、送信されたフレームのためのローカルカウンタの値
と同じであるRUフレームタッグ番号を含むTTA_service_
requestと一緒にフレームをCUに送り返す。言い換える
とTTA_service_requestと一緒に送り返されたRUフレー
ムタッグ番号はローカルフレームのカウンタの値によっ
て決められ受信したCUフレーム番号と一致する。RUフレ
ームがCUに届く時、CUはCUの現在のフレームタッグカウ
ントからRUタッグ番号を引く。この差とフレーム間隔の
積はRUのTTAに等しい。フレーム間隔との乗算は現実に
は必要ない。なぜならRUは、各々のフレームに正しいコ
ードを使用するためには、現在のCUフレームの後に、各
々のRUが送信したフレームがいくつ完全なフレームにな
っているかを理解することだけが必要だからである。
図10を参照すると、典型的なケーブルテレビジョンの
システムアレンジメントが見られる。そこでは発明の教
えはマルチRU,マルチチャネル環境に効用を見られる。
中央局あるいはCU252は同軸ケーブル、人工衛星リン
ク、マイクロ波リンク、光ファイバーリンク、或いはこ
れらメディア251のいくつかの組み合わせを経由し、複
数の加入者につながる。加入者254と256はその典型であ
る。CUは各々の加入者のRUとの間でデジタル情報を両方
向に送受信する。各々の加入者はリモートユニットか加
入者のテレビジョン、コンピューター、電話、そしてそ
の他の機器と伝送メディア251とのインターフェイスを
なすRUを持つ。CUは送信チャネルにTDMAデジタルデータ
入力ストリームからのデータ記号のフレームを集め、コ
ード化し、記号のフレームを直交なコードを使いRUに送
信する回路を含んだモデムを持つ。モデムはまた受信チ
ャネルを持つ。それはフレームを送信し、復号結果から
TDMAデジタルデータストリームを再集し、多数のサービ
スを加入者に供給する別の設備にTDMAストリームを出力
するRUによって使われている直交なコードの転置コード
行列を使いコード化された記号のフレームを受信し、記
号を復号化する。
各々のフレームは、TDMAストリーム内にある128スロ
ットの中のデジタルペイロードデータ内に構成されてい
るシンボルによって成り立つ。TDMAストリーム内の各々
のタイムスロットはある実施例では８ビットを運ぶ、し
かしより好まれる実施例では、下記に理由が示されるよ
うに各々タイムスロットは９ビットを運ぶ。各々のタイ
ムスロットとはチャネルである。そのチャネルはあるサ
ービス、例えばビデオオンデマンド、ビデオテレコンフ
ァレンス、インターネット等々のようなサービスを符号
化したデジタルデータを運ぶ。タイムスロット／チャネ
ルはCUと双方向に通信するサービスを行うデータを送受
信するため、必要に応じて多数の加入者のRUに割り当て
られる。CUのクロックリファレンスはMACレイヤー回路
からくるTDMAバス266である。TDMAバスはシステムとつ
ながっているT1/E1スパンからタイミング信号を引き出
す。周辺機器はTDMAバス266と接続しているように見え
るが、現実にはCUではなく別の場所に位置しており、T1
/E1スパン（以降T1スパン）によりCUと繋がっている。T
1スパンの故障によりクロックに障害が出た場合、CUとR
Uは信号が復活した時TDMAバスと再同期できるよう内面
的に同期し続けなければならない。TDMAバスクロックと
フレームング信号は送信クロック、送信フレーム、そし
て送信スーパーフレーム信号により構成される。CUはPL
Lを使いTDMAバス送信信号を8.192メガヘルツに保ち再発
信する。最初のPLLはTDMAバス送信クロック信号が失敗
しても、送信クロック信号を出し続ける。CUモデムはま
た最初のPLLからの信号を計り、そこに同期する57メガ
ヘルツの高速クロックを出す別の２つ目のPLLを含む。T
DMAバスからの送信フレーミング信号はシステムワイド
のフレーミングレファレンスであり、モデムによってSC
DMAデータフレームのタイミングを取る基準として使わ
れる。外部のTDMAバスフレーム信号だけに頼ることのな
いように、CUモデムのタイムベースはローカルのソース
を自身の信号に同期させ、TDMAバスかT1スパンの故障の
イベント内でフレームレファレンス信号を発信し続け
る。タイムベースはサービスが戻った時に新しいフレー
ムレファレンスと再同期を取るための回路を含む。TDM
バスサービスの回復後、オリジナルのフレームレファレ
ンスからオフセットされた新しいフレームレファレンス
と共にシステムワイドのフレームシフトが起こる。CUは
TDMAフレーミング信号の回復のためにTDMAバスをモニタ
ーし、安定しているかどうか確かめるため５ミリセカン
ド待つ。CUはそれからフレームオフセットを決める。そ
れからCUとRU全てのトランシーバとレシーバのチップカ
ウンタの同じフレーム番号でのフレームシフトを命令す
るフレームシフトメッセージをダウンストリームにおく
る。同期化によるロスをさけるために、システムのPLL
はシフトの起こる前に凍結し、シフトが起きた後、解凍
される。一つのフレームシフトメッセージが、RUに自動
的にPLLを凍結し、シフトを起こし、解凍するという一
連のプロセスを起こす。アクティブタイムスロットはフ
レームシフトのみ許されるがアクセスする事のリクエス
トやダウンストリームの再均等化のような新しいリン
ク、又は別のアップストリームの活動は起きるべきでな
い。フレームシフトをやり損ねたいかなるRUは再びフレ
ームの再同期をしなければならない。
各々のCUモデムとトランシーバとレシーバは好まれる
実施例の中でそれぞれの独立したタイムフレームを持
つ。
１フレームに128個のタイムスロットという選択は偶
然にされた物ではない。テレフォニではデータのフレー
ムも又128個のタイムスロットによって構成されてい
る。各々のRUとCUは同期しており、各々のデータのフレ
ームの始まりと終わりがどこかを把握している。各々の
RUはコマンド＆コントロールチャネル（全部で144ある
チャネルのうち、残りの16）のCU内にあるチャネルアサ
インメント回路を持っているサイド会話によってどのタ
イムスロットがすでに割り当てられているかを知る。
図11を参照すると、図10のシステムのブロックダイア
グラムが見られる。そこにはマルチチャネルの実施例
で、各々のRUモデム送信チャネル回路内部構成のために
データをCUに送信するときの詳細が示される。点線のBO
X254はRUの１番を示し、点線のBOX256はRUの２番を示
す。各々のRUはデジタルデータのTDMA（time division
multiplexed）システムを同軸ケーブル／伝送メディア2
51の通信能力を共有する多数のデバイスから受け取る。
例えばRU1番はインターアクティブテレビジョン258と繋
がっている、又パーソナルコンピュータ260、ビデオ電
話262とも繋がっている。インターアクティブテレビジ
ョンは従来のテレビを改良したものである。そこでは使
用者がテレビで見た事に対する返事、あるいは特別なビ
デオ選択のリクエストとしてのデジタル信号をCUに送
る。これらのデバイスはTDMAスイッチ264と繋がってい
るデジタルインプット／アウトプットポートを持ってい
る。スイッチ264は各々のデバイスからのデータのバイ
トをライン266のデジタルデータのTDMAストリームに置
くことによりデバイスからくるデータを結合する。RU2
番のTDMAストリームはライン267上にある。
各々のタイムスロット／チャネルは９ビットを含む。
そのうちの８ビットはチャネルのデータの符号化に専念
し、１ビットは管理の目的のために使われる。９番目の
ビットはチャネル内のメインデータの交通上のサイド会
話用の小さなサイドチャネルとして使用することが出来
る。代わりの実施例ではタイムスロット内の別のビット
数が使用される事もある。
各々のタイムスロット内の９ビットのグループは３つ
の３ビットのグループに分けられる。これらをトリプル
ビットあるいは本願においてトリビットと呼ぶ。時間領
域におけるこれらの３つのトリビットはコード領域の時
間の中で拡散されるとても短い突発的データである。ト
リプルビットは、各々のリードポインターの増数と送信
回路を介したトリプルビットのリニアーアレイをマルチ
プレクシングするための下に述べられているフレームメ
モリ内のアレイから３つの違ったトリプルビット列を選
ぶことにより時間上に拡散される。各々のフレームのト
リプルビットの３列はそれぞれTDMAインプットストリー
ムの144のタイムスロット全てをスパンする。
全てのアクティブなチャネルにおいて最初のフレーム
のために出力された信号全てが直交符号を使い符号化さ
れる。そしてその結果は同期的CDMAモジュレーション方
法を使い、共有された伝送メディア上で同時に送信する
ため集められる。
各々のRUはインプットTDMAストリーム内の144のタイ
ムスロットまでデータを受けとり、そのデータ全てをCU
に取ることが出来る。しかし全てのRUに関し全部で144
個までのチャネルしか共有できないので１つのRUが144
チャネル全てを使うことは希である。各々のRUは加入者
からアクセスリクエストによってリクエストされたサー
ビスに必要なタイムスロットあるいはチャネルの数を要
求する。このリクエストは16あるうちランダムに選ばれ
た８個の中の１個のコマンド上のメッセージによって送
られる。そしてアクセスリクエストとダウンストリーム
メッセージに専念しているチャネルを管理する。８個の
アクセスリクエストチャネルは常にCUによってモニター
される。CUはそれからリクエストしているRUにどのチャ
ネルが割り当てられたかの返答メッセージを送る。CUは
２つ以上のRUに同じチャネルは割り当てない。別の８個
の管理用のチャネルはダウンストリームと管理と通信量
の調整に専念する。
各々のRUは割り当てられたタイムスロットからデータ
を受信するために接続されているエンコーダーの中で適
した直交符号を使う。例えば、RU1番がチャネル１と２
に、そしてRU2番がチャネル３に割り当てられていると
すると、RU1番はタイムスロット１からデータを受信す
るために接続されているエンコーダーの中で直交符号１
番と２番を使いRU2番はタイムスロット３からデータを
受信するために接続されているエンコーダーの中で直交
符号３番を使う。それは、一つの直交符号は各々のペイ
ロードチャネルと図11の実施例に示される管理チャネル
とに割り当てられている。図11の実施例の中に示される
各々のRU送信チャネルはスプリッター268のようなスピ
リッターを持つ。データをCU252に送信することに関す
るこのスプリッターの目的はTDMAインプットデータスト
リーム内の各々のタイムスロット内でデータを分けるこ
とである。そして各々のタイムスロットからのデータを
システム内の符号セットの中から１つの直交符号を使っ
た符号化のために多数あるうちの１つの直交符号エンコ
ーダに対して適用する。例えば、上記の仮定の場合、ス
ロット１番からのデータはライン270上のスプリッター
からのアウトプットである。ライン270は直交符号１番
エンコーダ１のデータインプットポート、ブロック272
に繋がり、そしてスロット２からのデータはライン271
を通してエンコーダ２番、ブロック273に送られる。エ
ンコーダ272はタイムスロット１からのチャネル１のデ
ータをシステム内で使用中の直交符号セットの符号１番
（現実には、全体のコードセットを定義するコードメト
リックスの内の１行）を使い符号化する。それから結果
的に生じるライン274上の変調信号をアウトプットす
る。ライン274は加算器ノード276の１つの加算インプッ
トに連結している。エンコーダ２番、ブロック273はタ
イムスロット２の中のチャネル２からのデータを直交符
号セットからの符号２番を（コードメトリックスの違っ
た行−コードメトリックスの行や列は受信した信号ベク
トルとトランスポーズメトリックスの積算が反対，−
例：行が送信側で使用され、列が受信側で使用される−
である限り送信プロセスのメトリックス積算の中で交互
に使われることもある）使い符号化する。
各々のRU内の管理回路（図示せず）はCUと管理チャネ
ル上で通信するために繋がっている。また各々の直交符
号エンコーダとも繋がっている。各々のRU内の管理回路
は（図示せず）はRUのためのチャネル割り当てを受信
し、割り当てられたチャネルのためのユニークな直交符
号選択する。管理回路はそしてチャネルのためのデータ
を符号化する時にチャネルに割り当てられた適した直交
符号を使うための各々のエンコーダを管理する。RUの中
のアクティブな各々のエンコーダはそれぞれ違った、ユ
ニークな直交符号を使わなければならない。どのエンコ
ーダも別のアクティブなエンコーダと同じ符号は使わな
い。アクティブなエンコーダとはRUのためにある特定の
チャネルを符号化するために割り当てられたエンコーダ
である。
適したタイムスロットからのデータがスプリッター26
8によってTDMAのストリームからパースアウトして適切
なエンコーダに導かれ、エンコーダで使用するための適
切な直交符号が選ばれた後、各々のRUのために割り当て
られたタイムスロット／チャネルのデータは符号化され
る。これはチャネルに割り当てられた適した直交符号を
使うことにより行われる。結果は全てのRUから共有され
る伝送メディア251上を通りそれから同時にCUに送信さ
れる。もっと正確に言うと、多数のタイムスロット／チ
ャネルからのデータを象徴するエネルギーはエンコーダ
の行動によってフレーム内の125マイクロセカンドの間
ずっと拡散している。多数のタイムスロットからのデー
タは直交符号を使い符号化されるので、コードドメイン
内での符号化された信号の送信中データ間の干渉は無
い。
図11に示される実施例の中では、各々のRU内のタイム
スロットに対し一つのエンコーダが存在する。各々のエ
ンコーダは割り当てられたチャネルからフレーム内の全
てのチップ上にエネルギーを拡散している。各々のRU内
のエンコーダの符号化されたアウトプット信号は加算器
276のような加算器の加算しているインプットに繋がっ
ている。各々のRU内の加算器の機能は全ての符号化され
た信号加算し、加入者のブランチ同軸ケーブルあるいは
ブランチケーブル278のような別の伝送メディアに出力
することである。ブランチ278のような伝送メディアは
カプラー280のような方向性カプラーを通しメインの同
軸ケーブル／伝送メディア251に繋がっている。各々のR
Uからの集結したアウトプット信号はカプラー280に象徴
される１つかあるいはそれ以上の方向性カプラーによっ
てメイン同軸ケーブルのコンポジット信号に付け加えら
れる。
CUにおいて、共有された伝送メディア251の上のコー
ド領域信号はデコーダ282、284等によって解読され、結
果として生じているデータは適切に求められたサービス
を供給している種々の装置への出力する時間領域のTDMA
データ列のタイムスロットに戻される。
CU252において、伝送メディア251から受け取られた複
合信号は複数のデコーダに分配される。チャネル１のデ
コーダはブロック282によって表す。このデコーダはチ
ャネル１のデータをコード化するのに使われたコード行
列を転置して使用し、RU＃１（あるいはチャネル１に割
り当てられた他のRU）によって複合信号へとコード化さ
れたチャネル１のインフォメーションを取り出す。この
復号する過程は図１−図３の説明において記された方法
に従う。
同じく、チャネル２のデコーダはブロック284によっ
て表され、転置コード行列を使って、RU＃２によって複
合信号にコード化されたチャネル２つのインフォメーシ
ョンを復号する。図11の実施例では、使用されるチャネ
ルの一つ一つのCUに対して１つのデコーダがある。それ
ぞれのデコーダは復号されるチャネルをコード化したRU
によって使われたコードに相当する転置行列［cT］の適
切なコラムを使う。結果として得られた復号されたディ
ジタル信号は、ライン286と288上でスイッチに出力され
る。このスイッチはこれらのディジタル信号を集めて、
ライン266、267を通してRUに入力する時間分割多重複合
データ列を再生する。
図11で示される実施例では、送信チャネルのみ示さ
れ、それぞれのチャネルの個々のエンコーダも示され
る。いっそう実際的な実施例では、１つのエンコーダが
それぞれのモデムの１つの送信チャネルに使われる。こ
のエンコーダは種々のタイムスロットからデータをコー
ド化するため時分割して共有する。通常、１のエンコー
ダは適切にプログラムされたマイクロプロセッサであ
る。それぞれのRUのモデムは同様に受信チャネル（図示
せず）を持っている。この受信チャネルは図11に示され
るCUの受信チャネル回路と同じように構成される。実施
例の幾つかの例においては、受信チャネルの復号過程と
送信チャネルのコード化が適切にプログラムされたひと
つのマイクロプロセッサを使って行われる。ひとつのマ
イクロプロセッサを共有するか、あるいは多数のチャネ
ルを使うかどうかについての選択は、主にデータレート
とコストによって決められる。もしデータ転送速度が早
い場合は、多数の個別のチャネルが必要とされるかもし
れない。もしデータ転送速度が共有されたマイクロプロ
セッサを使える程に遅く、コストを最小にするのである
なら、マイクロプロセッサの共有が好まれる。
一般に、１つのRUはすべての128のデータチャネルは
使わない。しかし、もし１のRUあるい幾つかのRUがすべ
ての128のチャネルを使っているなら、ただ１つのRUし
かある特定の時に特定のチャネルを使えないので、他の
RUはバンド幅を貰えない。明らかに、選ばれた直角コー
ドセットは少なくとも128のコードを持っていなくては
ならない。しかしながら、好ましい実施例では、128の
データチャネルそして16の管理と制御チャネル、つま
り、合計で144のチャネルがある。16の管理と制御チャ
ネルの内、４つはRUからCUにデータを運ぶアクセスチャ
ネルである。ここでは、バンド幅の要求、CUによって与
えられてチャネルをRUが使い終わった時の与えられたチ
ャネルの放棄がなされる。144の別々のチャネルがある
から、少なくとも144のそれぞれ異な直交コードを持っ
ている直角コードセットが使われなくてはならない。好
ましい実施例では、それぞれのチャネルが最大72キロビ
ット／秒のデータ容量を持っている。
CUによるチャネルの分配は多くの異なった形式の内の
１つを使うことができる。例えば、RUに対するチャネル
の分配を固定してもよく、あるいは必要に基づいてチャ
ネルを幾つでもどのRUにでも割付ってもよい。後者にお
いては、CUはそれぞれのRUの要求を尋ねるか、あるいは
RUがCUに非同期的に要求を送信し、CUはそれぞれの要求
を調整し、利用可能なチャネルを割り当てる。同じく、
１つのRUがセキュリティの観点から１つのチャネルを常
に占有する場合がある。この時は、他のRUはこの占有チ
ャネルを使えない。CUからそれぞれのRUにメッセージを
送りチャネルの占有がコントロールされている。他の例
としては、若干のチャネルがすべてのRUによって共有さ
れ、RU同士でチャネルの割り振りを決めるというものが
ある。好ましい実施例では、４種類のチャネルの分配案
がある。この４つは個々にCUのチャネル分配回路で使っ
てもよく、あるいはどう組み合わせて使ってもよい。
（１）予約制。RUが帯域幅を請求しCUはRUのそれぞれに
ある特定のチャネルを予約する。（２）競合メカニズ
ム。RUは何のチャネルがすべてのRUよってデータのため
に利用可能であるかについて、CUから通知される。それ
ぞれのRUは思うままにそれらのチャネルの上でデータを
送る。競合がおきた時は、CUは関係するRUに競合解除手
順に参加する旨、競合通知メッセージを送る。（３）状
況調査。CUが、それぞれのRUに順番にバンド幅が必要か
どうかを聞いて、必要に応じてバンド幅を与える。全て
の要求を満たすにはチャネルが足りない時は、裁定をし
て割り振る。（４）特定のRUへの利用可能なチャネルの
固定した分配。好ましい実施例では、時に応じてすべて
の４つの案を個々に使われることができるし、あるいは
４つの案のどんな組みわせでも使われることができる。
いずれのチャネルの分配案が特定の時において使用され
るかは、ユーザの決める環境設定データによって確立さ
れている。例えば、チャネルの４分の１が予約制で管理
し、チャネルの４分の１が競合で、チャネルの４分の１
が固定した分配で、そして最後のチャネルの４分の１は
状況調査で分配されるかもしれない。バンド幅のこれら
の分配のための異なった機構のそれぞれが、単独では、
すでに公知であるのは確かである。しかしながら、特許
出願者は、CUがこれらのどの方法でも使え、またユーザ
のプログラムによってチャネルの任意の組み合わせを決
め、ユーザによって４つの方法の如何なる組み合わせで
もプログラムでき、環境設定の過程にユーザによって入
力される環境設定データによってこれが確立しうる事
は、確実に新しい。
図11の実施例では、チャネル分配メカニズムは全て中
央で行われるので、RUは自分の必要とするバンド幅を要
求する以外にはなにも負担がない。しかしながら、他の
実施例では、RUはチャネルの分配に「入札」し、競合の
解決はRUにおいて裁定プロセスを実行する。
主同軸ケーブル251で周波数拡散変調を使うことによ
って、このような共有された伝送メディア上の純粋な時
分割多重通信あるいは純粋な周波数分割多重化と結び付
けられた問題はすべて避けられる。加えるに、発明の教
えるところによる、固定していない、必要に応じてフレ
キシブルに分配されるチャネルを使った同期式CDMA多重
方式および変調技術の使用により、いわゆる同期式時分
割多重方式のむだをなくす。同期式時分割多重方式で、
それぞれのRUがタイムスロットの固定した割当てを持
つ。これらのタイムスロットは、たとえ空であったとし
ても、すなわち、RUがそのタイムスロットの一部かある
いはすべての間に送信あるいは受信するデータを持って
いなくても、送信される。同期式TDMA多重方式は、“Da
ta and Computer Communications"Dr.William Stalling
s,page 211−213,Macmillan Publishing Co.,New York
（4th Ed.1994）ISBNO−02−415441−５に解説されてい
る。この本はここに参考文献としてあげてある。
符号分割多重アクセストランシーバ この発明は補足デジタルサービスを提供するCATVシス
テムに使用される同期式符号分割多重アクセスシステム
に関するものである。補足サービスが占有するバンド幅
は全て連続的に完全に使われ、同時に複数ユーザによっ
て共有されてもよい。特に、すべてのユーザによって共
有されてもよい、複数の直交するように符号化された、
疑似ポイントツーポイント（point−to−point）チャネ
ルが供給される。それぞれのチャネルの上のデータはフ
レームで送られる。ユーザとRUトランシーバーはCATVシ
ステム上で物理的に分散している。しかるに、ネットワ
ークの熱膨張と収縮および物理的に異なったパスによっ
て、それぞれのユーザにとって、CUへの伝搬時間が異な
る。訓練期間を設け、その間に、RUは試行錯誤で送信フ
レームタイミング遅延時間値Tdを決める。この遅延時間
値Tdは、そのRUからのフレームと他のRUからフレームが
同時にCUに到着する時に比べての遅延時間の値である。
このフレーム同期はコードの間にクロストークを減らす
ことによって利用可能なバンド幅を共有できるユーザの
数を最大にする。この種の例の中で、トレリス符号化変
調とビテルビ復号化を使い、チャネル障害に直面した時
のエラー率を下げる。直交（quadrature）振幅変調が帯
域幅有効性を最大にするこの発明の例の中でトレリス符
号化変調の例やその他の例で使われる。この発明の他の
例では、訓練期間を使い、それぞれのRUにその時存在す
るチャネル障害を学習する。これらのチャネル障害は係
数に変換され、プリコードフィルターに送り、その伝達
関数を定め、出力する信号をあらかじめ歪める事によ
り、チャネル障害による歪みが比較的少なく到着するよ
うにする。
図19において、それぞれのRUとCUのモデムで使われる
トランシーバーの好ましい例の高次のブロックダイヤグ
ラムを示す。トランシーバーの送信チャネルはフレーマ
回路400を使う。フレーマの機能はデータ路399によっ
て、１つあるいはそれ以上の源から、１つあるいはそれ
以上のデジタルデータ列を受け取ること、そしてデータ
を複数のフレームに分けることである。１つ１つのフレ
ームは、１つあるいはそれ以上の記号で構成される。好
ましい実施例では、フレーマ回路400はそれぞれのタイ
ムスロットが１つのチャネルに対応するバス399上のTDM
Aデータ列からデータのフレームを作る。共有するべき1
28のペイロードデータチャネルと、部分的に共有される
16の管理と制御チャネルがあり、全部で144のチャネル
あるいはタイムスロットがある。それぞれのRUに、RUか
らのバンド幅の要求に応じてCUによって与えられたバン
ド幅の広さに応じて、１つあるいはそれ以上のチャネル
あるいはタイムスロットが割り当てられる。加えるに、
実施例の幾つかにおいては、バンド幅がで永久にあるRU
のために取っておく。これらの実施例では、チャネルあ
るいはタイムスロットが永久に割り当てられてもよく、
または、RUが帯域幅を求めるたびに、あらかじめ決め保
証された数のチャネルを割り当ててもよい。
入ってくるデータ列がバス399経由でTDMAデータ列と
して到着することは発明にとって重要ではない。周辺装
置あるいはネットワークからのデータ列は、他の実施例
では、バス399を通してFDMAによって到着したり、ある
いはそれぞれのデータ源が別の入力バスによってフレー
マ回路400に接続されている。
フレーマ回路400とその関連回路は、それぞれのRUとC
Uのために送信フレームタイミングレファランスを決め
る可変的な遅延時間を設定する。この送信フレームタイ
ミングレファランスはそれぞれのフレームの直交CDMAで
コード化されたチップの送信のタイミングを確定し、物
理的に分散されたRUからすべてのフレームがCUに同時に
到着するようにする。たとえフレーム同期が保たれない
にしても、使用されるCDMAコードの直交性のために、こ
の発明は効果を発揮するが、同時に利用可能なペイロー
ドチャネルを共有し得るユーザの数が限定されているの
で、それほど効果があるわけではない。これは、すべて
のRUとCUの間のフレームタイミングが同時であることが
維持されない時、CDMAコードの間にクロストークが多く
発生するからである。それ故に、それぞれのRUが最初の
電源投入の後に訓練期間を設け、その後も時折送信フレ
ームタイミング遅延時間を設定するために訓練期間を設
ける。訓練期間は上述されたプロセスのような試行錯誤
の過程からなり、送信フレームタイミング遅延時間Td
は、測距をしているRUの送信機401、受信機403とCPU40
5、およびCUの同じものによる共同動作によって学習さ
れる。CPUは、フレーム同期が成し遂げられるまで、ラ
イン407のtdの値を変え、その後一旦取れたフレーム同
期が続くようTdの値を持続する。
フレーム同期が成し遂げられる特定の方法は発明にと
って重要ではない。他のプロセスを使ってもよい。その
例は、フレーム同期が取れているもう１つのRUからのシ
グナルでTdの異なった値において送信され選択されたCD
MAコードによって拡散されたデータ列の相関関係を試行
錯誤によって得る事である。
TDMA入力バスの実施例でのフレーマ回路400はTDMA入
力データとチップクロックコード領域（フレーマ回路の
読取りはチップクロック周波数で行われ、書き込みはバ
イトクロック周波数で行われる。このバイトクロック周
波数で一度に９ビットのバイトが書き込まれる。）の間
の２つの時間領域に繋ぐ。フレーマ回路400からの出力
データ列はフレーム毎にトライビットの３つの組みから
成り、それぞれのトライビットはインフォメーションベ
クトルを表す。インフォメーションベクトルは、直交マ
ルチプレクサ408によって符号化した後に、チップの１
つのシンボルに変換される。好ましい実施例で、直交マ
ルチプレクサ408はそれぞれの異なったチャネルからデ
ータをコード化するために使われている複数の直交コー
ドを使う符号分割マルチプレクサである。これはいわゆ
るダイレクトシークエンス形式周波数拡散の動作であ
り、バス1068Cと1070C上のバンド幅分の基底周波数帯域
信号を図28Aの直交コードマルチプレクサ527と図19の直
交コードマルチプレクサ408を使って、CDMAコードによ
り拡散する。これは、個別のインフォメーションベクト
ル要素とコード要素の積算を行うために使われるチップ
クロッククロックのクロック周波数が非常に高いためで
ある。
他の実施例の重要なものの中で、直交コードマルチプ
レクサ408（そして図28Aでの直交マルチプレクサー52
7）は異なった直交する波形でもってそれぞれのチャネ
ルを符号化する任意のエンコーダでよい。例えば、これ
らの直交マルチプレクサーが、それぞれ異なった振動数
の複数の直交するサインとコサイン波形を決めるデジタ
ルサンプルを記憶する。サインとコサイン以外の他の異
なった周波数の直交する波形の組みでも種々のチャネル
データサンプルを符号化するために同じように働く。そ
れぞれのチャネルのデータは、新しいデジタルサンプル
を生成するために異なった波形のサンプルによって積算
される。この新しいデジタルサンプルはRF搬送周波数の
変調のためにバス417と419上の直交するようにコード化
されたデータを設定する。このような実施例で、それぞ
れのチャネルのデータのバンド幅はCDMAシステムほどに
広くは拡散されていない。実際、それぞれのチャネルの
データは狭いバンド幅の周波数の枠の中に投げ入れられ
る。このようなシステムでは、図19の直交デマルチプレ
クサ462と図34の776は受けとったサンプルに逆変換をし
て、図19のバス463と図34のバス776上の基底周波数帯域
信号にもどす。例えば、図28Aでの直交のコードマルチ
プレクサ527と図19での直交のコードマルチプレクサ408
のそれぞれが逆フーリエ変換プロセッサでありうる。フ
ーリエ変換プロセスは時間領域におけるどんな波形から
でも、周波数領域における無限数の正弦波信号の振幅、
振動数と位相を決定する。この正弦波信号を合計する
と、それが変換計算プロセスに入力された時間領域の波
形とまったく同じ合成波形をもたらす。逆フーリエ変換
プロセスは正確に反対のプロセスを行う。この実施例に
おいて、図19の逆フーリエ変換プロセッサ408と図28Aの
逆フーリエ変換プロセッサ527への入力は図19のでバス1
068Cと1070Cおよび図28Aのバス549Rと549Iじょうのイン
フォメーションベクトル要素である。これらのインフォ
メーションベクトル要素の１つ１つが生成される出力信
号のフーリエ分布の周波数成分１つの振幅を決める。フ
ーリエ変換プロセッサはフーリエ分布を持った時間領域
の波形を計算し、図28Aのバス558Rと588Iおよび図19の
バス417と419上の時間領域の波形を決定するデジタルサ
ンプルを出力する。これらのサンプルは使用下のどんな
変調方式でもそれに応じて１つあるいはそれ以上のRF搬
送波を変調するために使われる。受信機のデマルチプレ
クサ（図19での462と図34での766）は元のインフォメー
ションベクトル成分を定める個別の周波数成分の振幅を
出力するために、入ってくる信号サンプルにフーリエ変
換を行う。
この実施例でのインフォメーションベクトル要素は常
に同じ周波数成分の振幅を定義することに注意を払いっ
ていただきたい。他のマルチトーンシステムで、インフ
ォメーションベクトル要素は送信機で擬似乱数的にスク
ランブルし、それぞれのフレームで異なった周波数成分
の振幅を定義するようにし、受信機で擬似乱数的に同じ
順序でスクランブルを戻す。
好ましい実施例のSCDMAダイレクトシークエンス周波
数拡散送信機では、それぞれのフレームの間に出力され
た３つのインフォメーションベクトルCDMA拡散によっ
て、そのフレームの間に送信される３つの記号に変えら
れる。それぞれのインフォメーションベクトルのデータ
は、トライビットとしてインフォメーションベクトルの
要素としてそれぞれのタイムスロットあるいはチャネル
の３つのビットとして存在すると言う意味において、全
部で144のタイムスロットに及ぶ。このそれぞれのタイ
ムスロットからのデータをそれぞれのインフォメーショ
ンベクトルの中に交互配置（interleave）することは好
ましいが、発明にとって重要ではない。同じく、３つの
記号をフレーム毎に送信することは発明にとって重大で
はない。少数か、あるいはより大きい数の記号を送信し
てもよい 好ましい実施例において、トランシーバーの回路はほ
とんどすべてのデジタルであり、ビットのアレイは本当
のアレイであり、アレイの要素は順番にCDMA拡散を行う
ために行列積に使われる。
アナログの実施例でのおいては、トライビットのアレ
イはトライビットの列である。フレーム毎に３つのデー
タ列がある。
図19のトランシーバー回路の残りの説明を終える前
に、フレーマ回路400の詳細をさらに述べておく。すべ
てのRUとCUはお互いに同期を取ってデータを送るために
必要な遅延時間を実現するためにフレーマ回路を利用す
る。フレーマはFIFO記憶装置と支援回路で構成されてい
る。フレーマはRUとCUによって受け取られた時間分割多
重化されたデータ列の入力デジタルデータを記憶する。
それぞれのフレームの記号はそれぞれのフレームの間に
入力したのとは異なった方法でFIFO記憶装置からデータ
を出力する事によって作られる。基本的な理念は、記憶
装置から成るアナログのFIFO遅延ラインを通してそれぞ
れのタイムスロットの９つのビットの組を送る事であ
る。こうして、同期を取るために必要とする遅延がRUと
CUで同時に実行し、TDMAデータ列のデータからそれぞれ
のフレームの記号を構成するのに最適な方法を供給す
る。
図12が好ましい実施例でフレーマを実施する回路を示
す。図13はタイミングをコード領域で設定するチップク
ロック信号とタイミングを時間領域で設定するビットと
バイトクロックの間のタイミング関係を示す。図13はま
た時間基準発生器350によって生成される多くの他の記
号を示す。他の全ての信号が生成される基本的な周期
は、図13の時間ラインT1で示すチップクロック信号であ
る。図13の数々の信号の周期間の関係はそれぞれの信号
の右端に括弧で示されている。例えば、図13の時間ライ
ンT2で示されるビットクロック信号に対して、７周期の
チップクロック信号の度に、16周期のビットクロック信
号がある。７周期のチップクロック信号に対しては、図
13の時間ラインT3で示されるバイトクロック信号２周期
分がある。そしてTDMAデータ列の取り扱いがビットクロ
ックとバイトクロック信号に同期させらている。
図12のライン348のチップクロック信号は、時間基準
発生器PLL350によって生成される。チップクロック信号
はPLLの動作によってTDMAデータ列と同期されていて、
チップクロックとビットクロック信号両方が水晶発振器
リファレンス信号と同期を取った状態になる。図18は時
間基準発生器350の構成図を示す。電圧制御発振器353
が、114.688メガヘルツの周波数で動作し、基本的な動
作周波数を定める。ライン357のVCOの出力周波数は“２
で割るカウンター"359によって２で割られる。結果はマ
ルチプレクサ361の１つの入力につながれる。マルチプ
レクサはもう一つの入力としてライン363から水晶制御
発振器周波数を受ける。マルチプレクサによる切り替え
は通常カウンター359の出力を選び、出力ライン367につ
なぐようにライン365のバイパス信号によって制御され
る。PLL時間基準発生器はライン377の周波数8.182メガ
ヘルツのビットクロック信号を生成する。それはライン
367の信号の周波数を“７で割るカウンター"369を使っ
て７で割ることによって生成される。ライン348の周波
数3.548メガヘルツのチップクロック信号は“16で割る
カウンター"371を使ってライン367の上に周波数を16で
割ることによって生成される。ビットクロックとチップ
クロック信号は位相検出器373によって水晶周波数に同
期させられている。位相検出器は水晶信号の位相をビッ
トクロック信号の位相と比較して、信号を出力する。こ
の信号は低減通過フィルタ397を通してVCOの周波数制御
入力375に結び付けられる。ビットクロック信号と位相
検出器はPLLをして、チップクロック信号がビットクロ
ックの遷移と適切に並ばせ、16周期のビットクロックが
７周期のチップクロック信号になる関係にする。
時間領域でのタイミングとコード領域でのタイミング
との関係は次の通りである。
＊ TDMAデータ列には全部で144のタイムスロットある
いはチャネルがある。このうち128がペイロードタイム
スロットで、16が管理と制御タイムスロットである。
＊ TDMAデータ列でのそれぞれのタイムスロットあるい
はチャネルがビットクロックと同期の取れた９ビットの
デジタルデータを伴う。
＊ １つのタイムスロット分のデータ、つまり９ビット
がそれぞれのバイトクロックのサイクルに対してフレー
マに記憶される。
＊ １フレーム＝144タイムスロットで、１つのタイム
スロットはそれぞれ９ビット、＋アラインメント間隔の
ために16チップ。
＊ １つのフレーム＝３つの記号＋アラインメントギャ
ップの16チップ＝448チップ。
＊ １つの記号＝144のチップピリオド。
＊ １つのギャップ＝16のチップピリオド。
＊ 16のビットクロック周期ごとに、７周期のチップク
ロック周期がある。１周期のバイトクロックごとに、９
周期のビットクロックがある。
それぞれRUとCUの送信チャネル回路がフレーム同期を
維持するために必要な遅延を実行するために、図12に参
照し、以下のことを考える。それぞれのタイムスロット
の間にフレーマ回路に入って来るデータ列は、ライン30
2のバイトクロック信号のデータスピードで、図12の記
憶装置300の異なったアドレスに記憶される。ライン302
のバイトクロック信号は図12の上部において示される１
バイトカウンター370によって生成される。バイトカウ
ンターは、時間基準発生器350からのライン377のビット
クロックの９つの周期ごとにライン302の１つのバイト
クロック信号遷移を生じる。記憶装置300は３ページの
記憶装置で、図12のアドレス回路はアドレスとデータポ
ートを制御し、これらのバスを交代で使う事によりデー
タが２ページに書かれ、そして読み込まれるようにす
る。ライン301上の時間分割多重化された連続的なデー
タ列のタイムスロット／チャネルからのデータは、ライ
ン377の信号のビットクロック周波数において、直列入
力−並列出力レジスタ310へと直列に桁送りされる。ラ
イン302上のバイトクロック信号はレジスタ314をして、
９つの新しいビットが桁送りレジスタ310に桁送りされ
た後、バス316の桁送りレジスタの現在の９ビットのパ
ラレル形式の出力を記憶させる。
レジスタ314の９ビットのパラレル形式の出力は、９
ビットのバス318を通して記憶装置300の書込みデータ入
力口に渡される。こうして、TDMAデータ列からの新しい
９ビットの組のデータがそれぞれのバイトクロック信号
の周期ごとに記憶のために渡される。それぞれのTDMAデ
ータ列の９ビットの組のデータは、記憶装置300の異な
った記憶場所に記憶される。このことは下記のアドレス
生成回路の説明から明確になる。
データはそれが記憶されたのと同じスピードで記憶装
置300から読み込まれる。しかしながら、データが記憶
されたあとの若干のプログラムするのに要する時間を経
てから、読み込まれる。それによってCUフレームタイミ
ングとのフレーム同期を維持するために必要な可変的な
遅延時間を施す。このプログラムに要する遅延時間Td
は、図15の受信フレームカウンター（読み取りポイン
タ）に記憶されたアドレスと送信フレームカウンター32
4（書き込みポインタ）に記憶されたアドレスの間の相
違によって設定される。
この概念を図示するために、図16において、記憶装置
300の部分を表す。点描された部分はTdを作るところの
読み取りポインタの位置と遅延書き込みポインタの位置
間のアドレスの相違を表す。斜線部304は９ビットのバ
イトのうちの１つのフレームを表し、点描された部分30
6と308は遅延時間Tdの量を表し、部分306はTdが９ビッ
トのバイト全部で表現した遅延の１部を表し、部分308
は１バイトの一部で表現された遅延Tdの残りを表す。換
言すれば、遅延時間Tdは９ビットのバイトの全部を構成
するビットクロックの数の一部でありうる。これは、フ
レーム同期を維持するために必要な遅延時間が、整数個
のバイトクロックとならない可能性があるからである。
図15はいかに遅延時間Tdが受信フレームカウンター32
2を使って生成されるかを示す。受信フレームカウンタ
ー322は入力データが記憶装置300のどこに記憶されるか
を制御する書き込みポインタのアドレスと、送信のため
にデータを読み取る役割を果たす読み取りアドレスを制
御する読み取りアドレスポインタとを生成する。ライン
326上のF_sync信号はそれぞれの新しいフレームの始め
にカウンター322の書き込みポインタをゼロに設定する
ものである。モジュール加算器326は、バス328の出力書
き込みポインタに、望ましい遅延時間Tdに基づいたチッ
プクロックの数を加え、結果を読み取りポインタとして
送信フレームカウンター324に入力する。Tdの値は同期
と取るプロセスの間に試行錯誤しさまざまに変えられ
る。これは、ギャップが当たり、バーカーコードをギャ
ップに当てた値のTdでもって止まるようにと、CUが同期
を取ろうとしているRUにメッセージを送るまで続く。
図14は記憶装置が埋められる様子を示し、９ビットの
バイト全体がどのように連続的に受け取られるかを図示
する。他方144チャネルのそれぞれの３ビットのトライ
ビットは同時に送られ、それぞれのフレームの記号を構
成する。図14はフレーム記憶装置300がこの過程の間ど
のように埋められ、空になるかを図示する。フレーム記
憶装置300は３ページのそれぞれにシステムの144チャネ
ルに対応している144の記憶個所を持っている。１ペー
ジが埋められている間に、もう１つのページが同じスピ
ードで同時に空にされる。それぞれページのそれぞれの
記憶アドレスがTDMAデータ列の144タイムスロットの１
つである９ビットのデータを記憶することができる。そ
れぞれのページでは、16の記憶個所が16の管理と制御チ
ャネルを通して送られる管理と制御データの記憶のため
に確保されている。図14で、Ｙ座標で増加するとアドレ
ス数が増加する。
図14の時間（０）において（一番左の縦列）、記憶装
置の１ページ目は完全にいっぱいである。フレーム１つ
のデータにつき、１つにつき３つの斜線のブロックを持
つ３本の縦列のデータから成る。ブロック334、336と33
8のように、それぞれの３つのブロックの縦列が１つの
記号を表す。それぞれの記号は48のトライビットを持っ
ている。図14の真ん中の縦列はブロック334、336と338
で構成されている最初の記号の送信後に記憶装置が一杯
になっている状態を表す。図14の最右列は破線334によ
って取り囲まれたブロックで構成されている記号２の送
信後に記憶装置が一杯になっている状態を表す。
図14のそれぞれの斜線のブロックのＸ軸に沿っている
幅は、トライビットの３ビットと等しい。３ブロックか
らなるコラムの全部の幅はタイムスロットの９ビットと
等しい。正のＸ方向は時間領域で時間が増加する方向を
表す。換言すれば、記憶されている最初の９ビットのバ
イトは、左の縦列で最も下にある３つのブロックの最も
下にある行に記憶されている。TDMAデータ列において増
加する時間は左から右に行く。
一番左の縦列で破線332によって囲まれたブロックは1
44の記憶個所を表す。記憶個所１つにつきフレーム１つ
分のデータ内の144タイムスロットの１つから、９ビッ
トを記憶する。３つの斜線のブロック334、336と338は
最初のフレームの最初の記号を表す。それぞれの記号は
48のトライビットを記憶する。フレームの最初の記号を
送信した後、中央の縦列において、これらの３つのブロ
ックがなくなっていることに留意されたい。さらに、記
号１のデータが「時間にそって」、つまりＹ軸に沿っ
て、記憶装置から読み込まれることに留意されたい。こ
うして、時間領域の個別チャネルにある最初のトライビ
ットからのデータをコード領域の異なった時間関系の中
に交互配置し，タイムスロットのエネルギーを全部のフ
レーム中に拡散する。これは符号分割多重アクセスつま
りCDMA変調方式が教えるものの一部である。（異なるグ
ループのビットの選択）。
図14中央の縦列中の破線の四角334の中の３つのブロ
ックは、最初のフレームで送信されるデータの２番目の
記号を表す。最右の縦列でこれらの３つのブロックがな
くなっていることに留意されたい。これは２番目の記号
が送信された後の、ページ１の記憶装置の状態を表す。
１番目と２番目の記号が送信されている間に、記憶装
置300のもう１ページは、新しいタイムスロットからの
データが受け取られるにつれて、データを入れ続ける。
例えば、記憶装置のページ１からの記号１が最初のフレ
ームの間に送信されている間に、中央の縦列で破線336
によって取り囲まれた３つのブロック中のデータは記憶
装置のページ２で受け取られ、記憶される。こうして、
ページ１からのデータの３分の１が読み取られ送信され
る間に、記憶装置のページ２の３分の１に新しいデータ
が入れられる。同じくページ１の２番目の記号が送信さ
れている間に、右の縦列で破線338によって取り囲まれ
た３つのブロックによって表されるデータが受け取られ
て、記憶装置のページ２に記憶される。
破線の四角によって取り囲まれたブロック340は、図1
5でモジュール加算器326によって実行される遅延Tdと、
16のチップアラインメントギャップを表す。
図17は、トライビットを読むためにアドレスを増加す
る相対的なタイミングを含む、フレーマバッファ記憶装
置300を管理するために使われる、読み取りと書き込み
ポインタのアドレス増加の相対的速度の図である。破線
342が図12と15のカウンター322によって生成される書き
込みポインタのアドレス増加の速度を表す。このカウン
ターは、図13の時間ラインT3に示されたバイトクロック
信号で、図12のライン302のバイトクロック信号の遷移
を数える。バイトクロック信号の、図12のレジスタ314
を、その中の新しい９ビットのバイトにラッチさせ、バ
ス318経由で２ポートの記憶装置300のデータ書込みポー
トに渡す。バイトカウンターの１つ１つの周期が、同じ
く書き込みポインタカウンタ322に、バス318上のデータ
が記憶されるかを制御することに使用される、バス366
上の新しい書き込みポインタのアドレスを提出させる。
マルチプレクサ362は出力が記憶装置300のアドレスポー
トにつながれていて、入力としてバス366上の書き込み
ポインタとバス364上の読み取りポインタを持つ。この
マルチプレクサが適切に切り替えられて、書き込みポイ
ンタと読み取りポインタのアドレスが適切な時にアドレ
スポートに出され、こに記述した記憶装置の書き込みと
読み取りが行われる。
図12のライン377上のビットクロック信号は直列入力
−並列出力桁送りレジスタ310にクロック信号を与え
る。ビットクロック信号は、図12のライン302上のバイ
トクロック信号を生成するのを手伝うために、図18に示
される時間基準発生器によって生成され、図12の上部に
示されるモジュロ９ビットカウンタ372によって数えら
れる。このカウンタ372は時間基準発生器350からのライ
ン377上のビットクロック信号をモジュロ９で数え、９
番目ごとのビット周期の後にライン374上の論理０への
遷移を出力する。ライン374上の遷移は、バイトカウン
タ370にとって計数可能信号として働き、次のビットク
ロック周期によってバイトカウンター370の増数を可能
にする。これはライン302の上にバイトカウンター信号
を生成することである。そしてビットカウンタ372が直
接配線されたライン376による計数可能信号カウントに
よって常に許可状態になる。ビットカウンタとバイトカ
ウンター両方は、システムの速いリセット／再同期のた
めのライン299上のFo信号を与えることによって０にリ
セットされる。Fo信号はそれぞれのフレームの末端にお
いて起こる。Fo信号は図18で図示しない時間基準発生器
の１部によって生成され、ライン299'に同期したFo信号
を出力するフレームカウンタ376によってクロック信号
として計数される。フレームカウンタ376は、スーパー
フレーム信号F4によって、４番目のフレームごとにリセ
ットされる。
バーカーコード送信でアライメントギャップに当てる
のに必要な遅延Tdが、ライン299'上のFo信号にモジュロ
加算器326によって加えられ、ライン381上にFo信号を生
成する。Tdの値はバス499経由でCPUから受け取られ、測
距の間に試行錯誤によって変わる。しかしながら、それ
はCUにおいてギャップの中央に送信機バーカーコードが
来るような遅延に固定される。同じくライン299'のFo信
号は、書き込みポインタのためのページポインタ321を
１つ増数し、同時に、それぞれのフレームの末端におい
て書き込みポインタ322をゼロにリセットし、ページの
変換をさせ、次のページのアドレス０から再び書き始め
ることができるようにする。
ライン382上の遅延しているFo信号は読み取りアドレ
ス回路のページポインタ323を１つ増数し、ページの交
換をさせ、同時に読み取りポインタカウンタ324をゼロ
にリセットし、フレームの末端において次のページのア
ドレス０から読み始めるようにする。
図17の議論に戻って、実線346は図12のフレーム記憶
装置300を空にする速さを表す。この空にする速さは読
み取りポインタカウンタの増数に基づく。このカウンタ
ーは時間基準発生器350からのライン348上のチップクロ
ック信号を数える。それぞれの記号が144の異なったチ
ャネルからの144のトライビットを記憶し、それぞれの
フレームに３つの記号と16のチップギャップがある。そ
れ故に、フレームでのチップの合計数は448である。144
のチャネルあるいはタイムスロットからの１フレーム分
の９ビットバイトのデータを記憶するためにバイトカウ
ンターが144まで数えている間に、フレームの３つの記
号のすべての432のトライビットが読み取られなくては
ならないので、読み取りポインタはチップクロック信号
で１つ増数される。こうして、次のフレームのデータが
格納される間に、１つのフレームの３つの記号の432の
トライビットを読み取る。これで記憶装置300のオーバ
ーフローが妨げる。であるから、図17での読み取りポイ
ンタライン346が、書き込みポインタがそれを満たすの
と同じ速さで記憶装置を空にするように示されてある。
図17でのライン352が図12で読み取りポインタカウン
タ324の増数の速さを表す。読み取りポインタカウンタ
は、それぞれのチップクロック信号の周期ごとに１つづ
つ増数し、最初の記号のすべてのトライビットを読む間
に、０から143まで増数する。これは144のタイムスロッ
トあるいはチャネルのそれぞれの９ビットのデータを読
み取りデータ出力バス358に連続的に現われさせる効果
を持っている。しかしながら、ただ１つの記号の間には
ひとつの記号からのすべての144のトライビットのみを
降ろすことが望まれる。そのためには、以下に記述され
るように、出力バスの切り替えが必要とされる。
マルチプレクサ356でつながれている、図12で示して
いないトライビット選択カウンタがこの切り替えをす
る。図20は、このトライビット選択カウンタは図12のラ
イン354にトライビット選択信号を生成することを示
す。トライビット選択信号はマルチプレクサ356の切り
替えを管理する。このマルチプレクサの入力は記憶装置
300の９ビットの読み取りデータ出力ポート358につなが
れている。トライビットカウンターは、最初の記号が送
信されている間に、最初の記号からのトライビットだけ
がバス360の上にマルチプレクサ356から出力されるよう
にライン354に選択信号を生成するような速さにおい
て、計数する。
図20は、どのようにフレーマ記憶装置300が送信のた
めに空にされるかを図示するのに役立つ図である。図20
は、144の記憶アドレスを含む図12の記憶装置300のペー
ジ１が完全に一杯にされた様子を示す。それぞれのアド
レスは１つの９ビットのバイトで一杯になり、３ビット
のトライビットの３つの縦列に分かれている。凡例記号
１、記号２と記号３によって表わされているそれぞれの
縦列が、144のトライビットで構成されていて、フレー
ムの１つの記号を表す。このデータのフレームを送るた
めに、読み取りポインタは最初の記号がコード化されて
いる間に144回に渡って１つづつ増数される。最初の144
の周期のトライビット選択カウンタの状態は、記号１の
144のトライビットだけが、図19のフォワード誤り訂正
（FEC）エンコーダ402にバス360経由で出力される。
第144番目の増数の後に、読み取りポインタカウンタ3
24はゼロに戻り、再び143まで数え始める。第144番目の
増数において、トライビット選択カウンターは１つ増数
し、マルチプレクサ356に、図20の記号２からのトライ
ビットの中央の縦列を、図12でバス360上における出力
とし、図19のフォワード誤り訂正エンコーダ402につな
がれる。類似のプロセスが記号３の144のトライビット
を出力する。
図12のバス360が、図19で示される実施例では、フォ
ワード誤り訂正エンコーダ402につながれる。機能は以
下にもっと細部に渡って説明される。図12で、マルチプ
レクサ362の出力はフレーマ記憶装置300のアドレス入力
に結び付けられていて、このマルチプレクサは２つの入
力を持っている。１つは読み取りポインタカウンタ324
の出力につながれていて、他が書き込みポインタカウン
タ324の出力につながれている。このマルチプレクサ
は、ライン348のチップクロック信号の１つ１つの周期
ごとに、バス364の読み取りポインタと書き込みポイン
タ366とを代わる代わる記憶装置300のアドレスポート36
8につなぐ。チップクロック信号は同じく記憶装置300の
制御入力に結び付けられ、RD/WR＊制御信号の働きをす
る。このRD/WR＊制御信号は、記憶装置がポート368のア
ドレスを読み取りあるいは書込みの動作のどちらに使う
かどうかを制御している。
図19のトランシーバー構成図の議論に戻るが、図12の
バス360のフレーマからの出力データ列は、オプション
としてフォワード誤り訂正エンコーダ402を通してもよ
い。フォワード誤り訂正エンコーダ402は実施例によっ
ては削除してもよい。あるいはARQエンコーダが代りに
あてられてもよい。図19の実施例は、トライビットのビ
ットはスクランブルせず、FECエンコーダは重畳エンコ
ーダである、組織的な符号を使う種類のものを表わす。
他の実施例においては、バス360上のトライビットが、F
ECエンコーダ402によって受け取られる前に、擬似乱数
的にスクランブルさせられる。さらに他の実施例では、
FECエンコーダはブロック符号を使う。好ましい実施例
では、FECエンコーダ402がトレリス符号化を使う。
フォワード誤り訂正エンコーダ402の目的はそれぞれ
のトライビットに１つあるいはそれ以上の冗長ビットを
加えることである。冗長ビットを加えることは、選ばれ
た変調方式の結果として生じるビット対ノイズの出力密
度比あたりのエネルギーに対する誤り率を改善する事に
なる。好ましい実施例では、FECエンコーダ402は、16−
QAM、16状態を持つ3/4レートのトレリス符号、円周率/4
の回転不変量、並列パスなし、そして実効符号長２のト
レリスエンコーダである。さらにもう１つの他の実施例
で、フォワード誤り訂正エンコーダ402はリード−ソロ
モンエンコーダ（Reed−Solomon Encoder）である。こ
のエンコーダはまず、１つの組の符号ワードを生成し、
それがさらにトレリスエンコーダでコード化される、リ
ード−ソロモン符号化の有無にかかわらずトレリス符号
化変調する利点は、記号スピードとバンド幅の使用を増
やさずに、フォワード誤り訂正を可能にするために冗長
度を送信されるデータに加えられることである。トレリ
ス符号化変調は、可能な数々の点からなる大きい位相空
間（信号空間符号化と呼ばれる）へと送信されるデータ
を写像するために、冗長ビットを使う。送信のために必
要とされるバンド幅は増やされない。同様に受信機フィ
ルターを通り得るノイズも増えない。基本的に、トレリ
ス符号化はチャネル符号器を使い、ｋビットの送信され
るデータを受け取り、ｎビットに変換する。ここで、ｎ
はｋより大きく、ｋビットの送信されるデータについて
のインフォメーションを含んでいる若干の冗長ビットを
含む。ｎビットの組はその後、変更されたライン符号器
によって処理され、2nの大きさの位相空間をから送信の
ための記号を作り出す。重要な符号化利得はこのように
して得られる。例えば、特定の加算的な白色ガウス性雑
音を仮定すると、チャネルにはＭの大きさの位相空間を
使って、あるSN比において、符号化無しで受容できる誤
りの確率がある。トレリス符号化変調を使うと、SN比を
同じとした場合は誤り確率が減りうるし、あるいは誤り
確率を同じにした場合はSN比が小さくてよい。アンガー
ボーエック（Ungerboeck）によると、この理論的な減少
の大部分が2Mの位相空間に加えてチャネル符号化方法を
使う事によって成し遂げられる。トレリス符号化変調を
使う事によって成し遂げられることができる符号化利得
の例として、次のことが考えられる。冗長ビットで符号
化すること無しでトライビットだけが使われたとし、８
−AMの位相空間を使うとすると、Ungerboeckよれば、10
-5の誤り確率でSNRが26で送信でき、そして記号毎に３
ビットが使われる。しかしながら、16−AMの位相空間を
使ったトレリス符号化変調の使用によって、18dbのSNR
で３つのビットを誤り無しで送信することが可能であ
る。従って、トレリス符号化を使う事により、26−18＝
8dbの符号化および形成利得利益を得られる。この発明
では、およそ4dbの符号化利得が得られる。トレリス符
号化変調を使うことについての主な利点は、誤り率を減
らすか、あるいは記号を送る速さとバンド幅を増やさな
いで、ペイロードのビット数を増やしうるという事であ
る。これは2Mをこすことのない位相空間を使ってなされ
る。トレリス符号化変調についてのより詳細な説明はLe
e and Messerschmit,Digital Communication,2d Ed.,19
94（Kluwer Academic Publishers,Boston）,ISBN 0 792
3 9391 0になされている。これはここに参考文献として
含まれている。しかしながら、トレリス符号化変調はこ
の発明を実施するためには必要ではない。それ故に、図
19のエンコーダ402とエンコーダ526とは、削除される
か、あるいは単純なエンコーダで置き換ることができ
る。どんな周知の誤り検出あるいは訂正符号化方式でも
使うことができる。また、結果として生じる符号化され
た記号を位相空間での点に写像するための、どんな写像
器でも使うことができる。
好ましい実施例では、図19のエンコーダ402と図28Aの
エンコーダ526は、図42で示されるトレリス符号器の形
式をとる。エンコーダへの入力はバス509のラインW1、W
2とW3上の３つのペイロードビットから成るトライビッ
トで構成されている。ビットW3とW2が重畳エンコーダ部
を変化せずに通り、それぞれビットy3とy2として変化し
ないまま写像器1050に到達する。写像器の入力において
のビットy0がexclusive−ORゲート1060、1062と1064と
組み合わされたＤフリップフロップ1052、1054、1056と
1058で構成されたエンコーダ部によって生成される。こ
れらのexclusive−ORゲートがフリップフロップの出力
をW3、W2とW1ビットと２つの帰還ビットとの種々の組み
合わせと一緒にする。フリップフロップ1058の出力はy0
であって、２つの帰還ビットの生成におけるファクター
である。y1ビットはプリコーダ1066でのフリップフロッ
プ1056の出力とのexclusive−OR演算後のW1である。
写像器1050は、フォールバックモードを含めて、通常
モードといくつかの他のモードを持っている。通常モー
ドでは、写像器はy3からy0のビットを使って16の組み合
せを取り、図21の16−QAM位相空間に写像する。写像器
はＩバス1068上に２ビットとＱバス1070上に２ビットを
出力する。４ビットの入力組み合せに対して、Ｉバスの
上の２ビットは結果として得られる位相空間の点の図21
でのＩ軸の座標を定め、Ｑバスの２ビットはＱ軸の座標
を定める。写像は非線形であって、図22の表によって定
義される。例えば、ビットy0−y3に対しての入力コード
0101は、位相空間の点１＋３＊ｊに写像する。Ｉ座標が
１で、Ｑ座標が＋３である。このトレリス符号器はおよ
そ4dbのSNRのコード利得を持っている。
バス1068と1070上のＩビットと上Ｑビットは、図19の
記憶装置406でインフォメーションベクトル［ｂ］の別
々の実数、虚数のアレイとして記憶される。これらの実
数、虚数のアレイは図23Bによって図示された方法で、
バンド幅をそれぞれCDMAマルチプレクサー408によって
拡散し、結果ベクトルの実数と虚数のアレイコンポーネ
ントを生成する。それぞれの結果ベクトルの要素はフレ
ームの１つの記号の個々のチップを定める。
フォールバックモードと他の利用可能なモードは、図
19でCPU405からのバス1072上の制御信号を通して、図42
のトレリス符号器に取り入れられている。幾つかの実施
例では、写像器は通常モード、フォールバックモード、
アクセスチャネルモード、訓練チャネルモード、そして
コードなしモード、を備えている。フォールバックモー
ドでは、符号器出力は２つの記号に分けられて、そして
別に送信される。２つのLSB（y0、y1）は最初の記号と
して送信され、２つのMSB（y3、y2）は２番目の記号と
して送信される。２つのLSBは４点を位相空間に持つQPS
Kで送信される。２つのMSBはDQPSKで送信される。フォ
ールバックモードの間に出力電力を変えるのを避けるた
めに、図43の位相空間の４つの点をフォールバックモー
ドのために選んだ。図44はフォールバックモードでのLS
BチップとMSBチップのための写像を示す。いずれの記号
がLSBとMSBのインフォメーションを担うか知るために、
受信機は１番目と２番目の記号の間に同期している必要
がある。換言すれば、送信機がフォールバックモードに
入る時、コード化されていた後、通常モードでの最初の
フレームの１番目の記号の144のチップに写像された144
のトライビットはLSBとMSBの部分に分けられ、フォール
バックモードで最初のフレームの１番目と２番目の記号
へと写像される。同じく、コード化されて、そして通常
モードで最初のフレームの２番目の記号へと写像された
144のトライビットは、最初のフレームの３番目の記号
と２番目のフレームの最初の記号へと分割されて、写像
される。受信機は同期していて、常にいずれのフレーム
のいずれの記号を受け取っているか知っているので、CP
U405はデフレーマ回路470を制御し、図19のバス1076上
の信号によって正確に元のデータ列を組み立てる。雑
音、クロストーク、信号品質のため、すべてのコードと
タイムスロットを通して絶え間なく、リンクの品質はバ
ックグランドでもって監視される。フォールバックモー
ドのための閾値が超えた時、フォールバックモードが始
められて、条件が閾値の下に戻るまで、このモードが続
けられる。モニターされた値は多様性管理機能によって
CUコンピュータに記憶される。このCUコンピュータは符
号多様性とフォールバック作業を制御する。
また他の実施例では、フォワード誤り訂正は使われな
い。符号器402はただ受信機がエラーを検出して、そし
て再転送を求めるのに十分なECCビットを加えるARQ符号
器である。再転送の要求は１つのコマンドと制御チャネ
ルの間でされる。幾つかのブロック符号実施例で、フォ
ワード誤り訂正符号器402は巡回コードを使う。どんな
２つのコード語の和でもコード語であり、どんなコード
語の巡回桁送りでも同じくコード語である。以下の受信
機の説明で論ぜられるビテルビ復号器468は、フォワー
ド誤り訂正符号器402が重畳あるいはトレリス符号器で
ある時だけ使われる。
フォワード誤り訂正符号器402の説明がこれまでは、
変調装置410によって実行される変調過程の説明を含ま
なかったが、トレリス符号化変調（以降TCMと呼ぶ）が
好まれる。それはチャネル障害に直面した時、低いエラ
ー率が低いからである。TCM変調は、符号化を送信され
た信号に、ある特定のパターンを課すプロセスと再定義
して、フォワード誤り訂正と変調プロセスを合わせて使
う。これは、HFCケーブルTVプラント上の多重アクセス
の例のように、帯域が制限されたチャネルのいっそう効
率的な使用を可能にする。トレリス符号化変調は３つの
基本的な特徴を持つ。
（１）使用される位相空間での信号点の数は、興味の対
象である変調形式で、同じデータスピードを持ったもの
よりも多い。そこで、追加の点は帯域幅を犠牲にしない
で、フォワード誤り制御符号化のための冗長量を可能に
する。
（２）メッセージデータの重畳符号化は、ただある特定
のパターンあるいは信号点の並びかただけが認められる
ように、連続した信号点間にある従属性を導入するため
に使われる。
（３）ソフト決定復号化は、信号の許される並びかたが
トレリス符号としてモデル化されている受信機で行われ
る。
符号器402の望ましい形式は図42で示される16状態ト
レリス符号器である。この符号器は次のように８進法の
形式で与えられたパリティ検査多項式によって特徴づけ
られる。h3＝04、h2＝10、h1＝06、h0＝23、d^2_free＝
5.0、Nfree＝1.68。非線形の用語はD^2［y0（Ｓ）.AND.
D^（−１）y0（Ｄ）］によって与えられる。もっと多く
の細部がPietrobon,Ungerboeck et al.,“Rotationally
Invariant Nonlinear trellis Codes for Two Dimensi
onal Modulation,"IEEE Transactions on Information
Theory,Vol.40,No.6.Nov.1994,pp.1773−1791、に記さ
れている。
好ましい実施例で、フォワード誤り訂正符号器402は
多数のモードを持っている。これら多数のモードは、常
にコード語長を４ビットに保つ傍ら、異なった数の冗長
ビットを加える。通常モードでは、１つの冗長ビットが
トライビット毎に加えられる。フォールバックモードで
は、チャネル障害が高い時は４つのビットコード語の
内、ペイロードビットを少なくして、冗長ビットを増や
して送る。
送信機の符号器402は、状態記憶装置404と共同して、
それぞれの記号のためのトライビットの流れを受ける常
態装置であり、それぞれのトライビットに対して４番目
の冗長ビットを計算する。この第４番目のビットは誤り
検出と訂正のための冗長量を提供し、受信機のビテルビ
復号器468で使われて、雑音があるにもかかわらず実際
に送られたデータをより正確に確認する。それぞれのト
ライビットでの第４番目のビットはトレリス変調方式の
一部であり、それは重畳符号器402によって生成され
る。３ビット位相空間は通常８点しか持たない。しかし
ながら、トレリス変調がトライビットの情報列に冗長ビ
ットを点在させ、位相空間の大きさを増やし、位相空間
の点間にもっと多くの間隔を持たせるために、受信機に
よるもっとはっきりした点間の識別を可能にし、バンド
幅を増やさないでビット誤り率を下げる。CATV媒体のよ
うな雑音の多い環境ではトレリス変調が好まれるが、発
明の実施例の幾つかは、第４番目の冗長ビット無しで、
より小さい位相空間を使ってもうまく働く。好ましい実
施例では、よりよい正確さともっと良い対雑音性能を供
給するために符号器が使われる。好ましい実施例での符
号器は状態装置であるが、同じくRAMあるいはROMなどに
実装される対照表であってもよい。チップクロックデー
タのスピードについて行ける限りは、状態装置をどう設
計するかは重大ではない。この説明の議論の限りでは、
重畳符号器402が使われると仮定する。
符号分割多重アクセスシステムにおいて 重畳符号器402の出力は、図20に示される記号１、２
と３のそれぞれの４ビットのデジタル数のアレイであ
る。これらの４ビットの中で２ビットが虚数部を表し
て、２ビットが実数部を表している。こうして、それぞ
れの記号のCDMA拡散のための行列積で使うための481に
おいて示されるインフォメーションベクトル［ｂ］は、
144の４ビットの要素で構成されている。それぞれの要
素は、図23Aに示されるように、１つのトライビット
と、重畳符号器402によって計算される追加の第４番目
のビットから成る。要素483のような、図23Aで示すそれ
ぞれの４ビットの記号要素は、トランシーバーに入力さ
れるTDMAデータ列の対応するタイムスロットの情報ビッ
トと、重畳符号器402によって計数された冗長ビットと
の合計の３分の１を表す。図23Aは、それぞれの記号に
対するインフォメーションベクトル［ｂ］がそのエネル
ギーを時間上で、符号分割多重化のプロセスによって拡
散する方法を図示する。この拡散は、それぞれの記号の
インフォメーションベクトル［ｂ］と、直交コード行列
との行列積を使って実行される。それぞれの４ビットの
記号要素の最初の２ビットはＩ座標かＱ座標の振幅を定
め、最後の２ビットは残りの座標の振幅を定めるために
使われる。４ビットの記号要素によって定められる点つ
まり「チップ」の入力点の写像の位相空間は図21で示さ
れる。図21において、16の可能な入力点、つまりそれぞ
れの記号アレイの中のチップの４つのビットの順列は、
その点の実部をinphaseつまりＩ軸の座標、底部を直交
（quadrature）つまりＱ軸の座標といて定められる空間
内の点へと写像される。それぞれの点のＩ座標は、その
点を変調するための図19における変調器410に送られた
サイン波搬送波に課された、その点の振幅を表す。それ
ぞれの点の位相空間でのＱ座標は、QAMトレリス変調で
その点を変調するために変調装置410に入力されたコサ
イン波搬波に変調装置410によって課される、その点に
対する振幅を表す。図22は、コード列での４ビットのす
べての可能な16の組み合わせと、InphaseとQuadrature
列でのそれぞれの組み合わせに対する実数と虚数座標の
対応する２の補数のデジタル表記の表である。例えば、
入力点1100は、図21の位相空間においてａ＋３の虚数座
標とａ−１の実数座標を持つ点に写像される。図21の写
像は最も良い対雑音特性のために位相空間で点間に最大
の距離を与えるよう選ばれているが、他のいかなる写像
でも同じくうまくいく。同じく、２の補数表示は座標の
ためにどうしても必要という訳ではない。他の記数法で
も表すことができる。好ましい実施例では、符号器402
は状態記憶装置404につながれたトレリス符号器であ
る。トレリス符号器402の機能は、最大の対雑音特性を
与える図21の16点位相空間における位置に置くように、
それぞれのトライビットに添えるビットを選ぶ事であ
る。この選択は、以前の状態に基づいて周知のトレリス
変調原理によって為される。換言すれば、トレリス符号
器402と状態記憶404が、入ってくるトライビットデータ
と前の状態に基づいてそれぞれのチップ時間に、位相空
間の16の状態、つまり点の１つに移行する状態装置から
成る。好ましい実施例での記憶装置404は、タイムスロ
ットのそれぞれの最後の状態を記憶するのに十分な大き
さである。であるから、それぞれのトライビットが到着
する度に、トライビットが生成されたタイムスロットの
間の最後の状態を記憶装置404の中で調べられ、トライ
ビットはチャネルの前の状態に基づいて符号化される。
符号器402から出力される４ビットの記号要素のデー
タ列は、図20の記号１、２と３に対応する３つの異なっ
た線形アレイとして記憶装置406に記憶される。それぞ
れの４ビットの記号要素は、位相空間点のＩ座標、つま
りinphase座標を定める２ビットと、同じ位相空間点の
Ｑ座標つまり直交（quadrature）座標を定める２ビット
で構成された複素数である。これらの２つのＩとＱの値
はバス1068とバス1070の上に出力される。
フレーマ400から符号器を通してトライビット列が流
れた後、結果としての４ビットのデータ列は、それぞれ
の記号に対する別々のＩとＱのインフォメーションベク
トルアレイとして記憶装置406に記憶される。それぞれ
の記号は２ビットの数から成る２つの線形アレイで構成
されている。１つのアレイは記号のすべての要素の実数
つまりinphase、“I"座標を定める多数の２ビットの要
素を含み、一方のアレイはそれぞれの記号要素の虚数つ
まりquadrature、“Q"座標を定める２ビットの要素を持
つ。それぞれの記号の144のアレイ要素は、それぞれの
記号に対するインフォメーションベクトル“b"を定め
る。符号分割マルチプレクサ408はその後それぞれのイ
ンフォメーションベクトルを個々に、それぞれのチャネ
ルに対して別々の直交符号で拡散し、拡散されたデータ
をひとつの直交符号化されたデータ列としてまとめる。
図23は図19の符号分割マルチプレクサー408で行われ
る行列積過程を示す。この過程はそれぞれの記号を定め
る２つの線形アレイの１つ１つと、図23で行列407とさ
れる直交コード行列［ｃ］との積である。好ましい実施
例で、行列積はマイクロプロセッサによって行われる。
しかし、行列積をすることができるどんな回路であって
も、この発明を実施するには十分である。
CDMA MUX408での符号化は直交コードあるいは直角巡
回コードを使う時間の上で記号のエネルギーを拡散す
る。これは２つのステップでなされる。最初に、実数部
の線形アレーインフォメーションベクトル、つまり、図
23でアレイ405によって表される、送信される記号のinp
hase座標を、コード行列407と積算する。この演算は、
図21で示されるすべての可能な入力点の位相空間と同じ
ような、結果位相空間での結果空間のＲ軸の実数つまり
inphase座標から成る、線形アレイを生成する。この最
初の線形アレー409は、結果、位相空間での実数の、送
信する最初の記号からの複数のチップのための軸座標を
定める。
第二に、同じプロセスが、実数の座標が処理されたば
かりの同じ記号に対する虚数座標線形アレイ（図示せ
ず）に対して繰り返される。この結果、結果アレイのチ
ップの虚数つまり直交（qeadrature）座標から成るもう
１つの線形アレイが生成される。結果アレイの虚数成分
のアレイも図23に示されていない。
実数成分のアレイは、線形アレイ409によって表され
るが、全体的な結果、つまり「チップアウト」アレイの
一部である。このアレイは送信される複数のチップの実
数と虚数の座標を含んでいる。これらのチップは結果空
間の点に写像する。結果空間の点は入力点空間の点に写
像する。入力点空間はインフォメーションベクトルアレ
イｂの実数と虚数の成分によって定められる。アレイ40
5はインフォメーションベクトルアレイｂの実数部であ
る。入力点空間と結果空間の間の写像はコード行列と直
交コードの内容によって定められる。
行列積算を行う前に、インフォメーションベクトルｂ
入力アレイの実数および虚数成分の２の補数値は、幾つ
かの実施例においては図23で示されるように、その10進
相当値に変換される。図23は単純化されたバージョンの
システムである。このシステムではそれぞれの記号の４
つの要素に対して４つのチャネルしかない。10進相当値
に変換した後、アレイ405に示されるインフォメーショ
ンベクトルｂの４つの実数成分は、それぞれ、上から下
へ向けて＋３（チャネル１の最初の３ビット）、−１
（チャネル２の最初の３ビット）、−１（チャネル３の
最初の３ビット）そして＋３（チャネル４の最初の３ビ
ット）である。この数の列はコード行列の最初の行によ
って積算される。結果アレイ409における１番目の実数
の成分として、４が結果として得られる。この結果は、
部分積を次のように合計することから引き出される。
［（３×１）＋（−１×１）＋（−１×１）＋（３×
１）］＝４。実数部アレイ409の次の成分、すなわち、
０、はアレイ405の次の下の実数成分（−１）をコード
行列の２番目の行と同じような方法で掛けることによっ
て得られる。［（−１×−１）＋（−１×−１）＋（−
１×１）＋（−１×１）］＝０。好ましい実施例では、
アレイ405とアレイ409は144の要素分の長さで、コード
行列407はそれぞれの行に144の要素を持ち、144の行を
持つ。直交コードは実際にはアレイの列である。チャネ
ル１の要素は常に最初の列の要素によって積算され、ア
レイ405はアレイ407の４つの行のそれぞれと積算される
ので、アレイ405のすべての要素に対しても同じである
ことを留意していただきたい。こうして、アレイ407の
最初の列はチャネル１のタイムスロットからのデータの
バンド幅を展開するために使われる直交コードである。
生成の容易さのために、行列407での直交擬似乱数コー
ドの組は同じく巡回する。
アレイ407で使われるそれぞれの直交コードが同じく
擬似乱数的であるから、また、結果ベクトルのチップの
生成の速さ（チップ速度）はインフォメーションベクト
ル405によって表される入力データのバンド幅よりずっ
と広いので，この過程によって生成される結果ベクトル
によって定められる結果としての信号のバンド幅は、非
常に広範囲の周波数帯に渡って拡散される。実際、この
プロセスによって生成される結果ベクトルのバンド幅は
正負方向に無限大に広がる。拡散信号は端から端まで繰
り返される同じ出力スペクトルから成る。それ故に、フ
ァイバと同軸の複合チャネル上の増幅器の通過帯域と送
信機と受信機フィルターの部分だけ受信機の復調回路と
拡散を戻す回路によって処理されるが、信号は受信機に
よって再生することができる。
行列積算をする図19のCDMA MUX408はプログラムされ
たマイクロプロセッサでも、専用の注文製の論理回路等
でもよい。インフォメーションベクトルと使われている
チャネルの符号要素との掛け算を行うことができるな
ら、どんな設計でもよい。コード行列が単に１と−１か
ら構成されているので、積はより簡単にできる。もしコ
ード行列の符号がハダマード（Hadamard）符号であるな
ら、行列積算は、デジタル信号プロセッサあるいはマイ
クロプロセッサで、高速ハダマード変換アルゴリズムを
使って行える。もしコード行列が正弦波の項で構成され
ているなら、高速フーリエ変換（Fast Fourier Transfo
rm）を使用できる。どんな直角符号か巡回符号でもこの
発明を実施できるが、生成の容易さから、巡回コードが
好まれる。
結果として得られる実数と虚数の成分の線形結果アレ
イあるいはチップアウトアレイは、図示されてはいない
が、CDMA MUX408の記憶装置に記憶される。この２つの
アレイの成分はその後、別々のＩバスとＱバスを通して
変調器410へと出力される。これらの成分は変調器410に
おいてトレリス変調方式を使って位相が90度づれている
２つのRF搬送波の振幅変調に使われる。可能なデータ点
の位相空間での配置は図21で示される。結果として生じ
ている２つのAM搬送波は合計され、伝送メディア412の
上に出力される。これは、図24で図示されるように、実
行される。図示されていないが、周波数上方変換器ある
いは周波数下方変換器が結果として生じる信号周波数を
使用するため指定されたバンドに動かす。使用するため
に指定された周波数帯域は伝送メディア12がケーブルTV
システムか、人工衛星システムかなどにより、さらに信
号が上方か、あるいは下方に向けて送信されているかに
よる。
図24において、マルチプレクサ408と変調器410がどの
ように一緒に動作するかの詳細、図19での変調器410の
内部の詳細が、RUあるいはCUの送信機変調器に対して図
示される。RUとCUトランシーバーの間にわずかな相違が
あるが、それらは一般に同じである。若干の差がある
が、それは本出願の他の部分で説明する。結果あるいは
チップアウトアレイは記憶装置411に記憶される。この
記憶装置はCDMA MUXの一部である。この結果あるいはチ
ップアウトアレイは、結果空間における144の結果点あ
るいはチップの実数、つまりinphaseのアレイ409と、虚
数、つまり直交（quadrature）アレイ413から成る。す
べてのチップクロックにおいて、実数の成分と虚数の成
分から成る１つの結果点あるいはチップがバス451の上
に出力され、ビット解析器、つまりビット分割器453へ
と送られる。ビット解析器453は実数の成分を取り出
し、バス417の上に出力する。虚数の成分は切り取ら
れ、バス419の上に出力される。
144のチャネルからインフォメーションを運ぶRF信号
は隣接した周波数の他のRF信号と伝送メディアを共有し
なくてはならないので、隣接する周波数の信号との干渉
を避ける目的で、オプションである２つのデジタル通過
帯域ナイキスト（Nyquist）フィルタ421と423をバス417
とバス419上の信号のバンド幅を６メガヘルツに制限す
るために使われる。バス417とバス419上のデジタル信号
は、10進法相当値に変換される時、通常隣接した時間の
違ったレベル間で速い遷移を起こす。これは図25で図示
される。これは、アレイ409に対する結果ベクトルの実
数成分時間に対する振幅の変化の図である。これらのフ
ィルター421と423はナイキスト通過帯域フィルターであ
る。中心周波数は搬送周波数にあり、６デシベルの帯域
幅点を持つ。６デシベルの帯域幅点は、中心周波数から
1/2Tcだけ離れている。ここで、Tcとはチップ速度の周
期、すなわち、１つのチップ順位から他のチップ順位へ
の遷移の時間である。ナイキストフィルタ421と423はフ
ーリエ信号の鋭いエッジによって起こる高周波数フーリ
エ成分を取り除く。フィルタをかけることによって、実
際には、「チップアウト」アレイの連続したチップレベ
ルの間の遷移によって定められる波形の過度が丸くな
り、信号のフーリエ周波数分布においての出力密度の大
部分を局部発振器425によって発振されるRF搬送波の周
波数を中心とする６メガヘルツのバンドに制限する。こ
の局部発振器425は、CDMAマルチプレクサー408の切り替
わる周波数と共存でき、隣接した周波数の既存のケーブ
ルTVサービス信号と干渉しないように選ばれた周波数に
おいての正弦RF搬送波を発振する。RUとCUの局部発振器
は変調器と復調装置のために使われ、お互いに同期をと
って働き、本出願の他所で記述された搬送波再生回路に
よってRU内で位相が同じに保たれているので、搬送波を
発振するすべての局部発振器は、１つがCUにあり他はRU
にある別々の回路ではあるが、すべて425で表記する。
局部発振器のコサイン波は振幅変調器429の搬送波入
力427に伝えられる。振幅変調器429はまた、バス431上
でそれぞれのチップのフィルターされた実数の成分を受
け取る。変調器429はライン427の搬送波信号の振幅を、
バス431上の実数の成分の10進数の振幅に対応して変調
し、バス443上に結果を出力する。
フィルタに掛けられた後、それぞれのチップの虚数つ
まり直交（quadrature）の成分は、バス433からもう一
つの振幅変調器435に入力される。この変調器はライン4
27上のコサイン波と同じ周波数で、位相変調器439によ
り位相を90度ずらしたサイン波を搬送波入力437から受
信する。ライン427と437上のこれらの局部発振器のサイ
ンとコサイン波信号は実際には図19の搬送波再生回路51
5において作られ、タイムスロット０にCUから下方に送
られるパイロットチャネル音に周波数と位相において合
わせられている。変調器435は、バス433上の虚数成分の
振幅に応じて、サイン波の振幅を変調し、ライン441と
ライン443は加算器445につながれ、加算器445はこの２
つの波形を足しあわせ、ライン412を経由して共有され
た伝送メディアに出力する。
幾つかの実施例では、ライン412は適当なインタフェ
ース回路につながれ、そこでライン412上の信号を増幅
して、無線か携帯電話、地上マイクロ波中継、ケーブル
TV、電話あるいは他のシステムの同軸ケーブル、ケーブ
ルTV、電話あるいは他のシステムの光ファイバリンク、
LAN、WAN,あるいは、将来開発されるリアルタイムのデ
ータ通信のための他のメディア等に送信する。このよう
なインタフェース回路はよく知られているので、ここに
さらに記述することはしない。
RUによる下方に向かうデータの搬送波再生のための好
ましい実施例では、CU送信機の変調器における局部発振
器425からの信号は、ライン501を通してパイロットチャ
ネルデータとして図19のコマンドと制御バッファ503に
提供される。コマンドと制御バッファはコマンドと制御
チャネル経由で送信される、RUあるいはCUトランシーバ
によるシステム管理、競合の解決、測距等のためのデー
タを記憶する。このデータはバス497によってCPU405か
ら受け取られる。バス505がこのデータをスイッチ507の
入力に結び付ける。このスイッチは２つめの入力をバス
360上でフレーマからペイロードデータを受け取るため
に繋がれている。スイッチはデータのソースとしてこれ
らのバスの１つを選ぶ。このデータはトレリス符号化の
ためのフォワード誤り訂正符号器402にバス509を通して
出力される。スイッチ507を取り替えることはライン511
上の制御信号を使ってCPU405によって制御される。
パイロットチャネルデータバス501は、図19でファン
トムで示され、好ましい実施例では、もし図19のトラン
シーバーがCUにあるなら、このパイロットチャネルデー
タはコマンドと制御バッファ503の唯一の入力であると
いう事実を表す。
もし図19のトランシーバがRUにあるなら、パイロット
チャネルのデータはコマンド及び制御バッファに入力さ
れない。その代わり、受信機と送信機の局部発振器はパ
イロットチャネルの周波数と位相に同期される。搬送波
再生、すなわち、RU局部発振器425の周波数と位相を、C
Uからタイムスロット０の時に送られるパイロットチャ
ネルの信号に搬送波を同期させるのは、図19に示す515
搬送波再生回路の機能である。特に、局部発振器の搬送
波信号は搬送波再生回路51から復調回路460に、ライン4
27の余弦信号として供給される。ライン472上の局部発
振器からの余弦信号は、入力521で受信された信号を変
調するのに使われているCU局部発振器の搬送波信号に、
周波数と位相を同期される。同様に、図19のRUの401送
信機の搬送波再生回路505は、パイロットチャネルの信
号に周波数と位相を同期されているライン427の信号
に、局部発振器信号を送信する。この信号は、その信号
がCU受信機に一致するように、RU送信機の変調器410に
入力される。しかしながら、CU受信機が各タイムスロッ
トの位相と振幅を獲得できるように、すべてのタイムス
ロットのデータには、先行データが挿入されていなけれ
ばならない。これはすべてのRUがCUからの異なった距離
にあるからで、RU送信機の変調器が同じ周波数と位相の
局部発振器をCUとして用いてはいても、異なった伝搬時
間とチャネル障害が位相と振幅をあいまいにしてしまう
ためであり、CUはそれぞれのタイムスロットごとにこの
問題をを解決しなくてはならない。この方法について
は、搬送波再生回路515の説明を完了した後に詳しく述
べる。
搬送波再生回路515は、普通の位相ロックループクロ
ック再生回路であれば、どんなものでも良い。例えばＭ
次元パワーループ、コスタスループ、抑圧搬送波追跡ル
ープなどであり得る。好ましい実施例では、RU受信機で
の搬送波再生回路は図35で示される形式をとる。図35の
回路は、基本的にはタイムスロット０の時のスライサ誤
り電圧を局部発振器の周波数及び位相と比較する、位相
ロックループである。この回路は、電圧制御発振器425
の周波数と位相を、タイムスロット０の時点で発振され
るパイロットチャネルの信号の周波数と位相と比較し、
誤り電圧を生成する。電圧制御発振器425は復調器460と
変調器410の局部発振器の役をする。特に、スライサ検
出器466はバス519のスライサ誤り電圧を生成する。これ
は少なくとも、受信信号と位相空間における合法的な点
との間の位相誤りを示す。タイムスロット０の間に、51
9上の信号（これは、ライン427の局部発振信号を用いて
復調されたものである）は、427の局部発振器信号とパ
イロットチャネルとの間の位相誤りを示す。この位相誤
りはライン427の局部発振器信号とパイロットチャネル
の位相誤りに因るものかもしれないし、ノイズのような
チャネル上の障害によるものかもしれないし、その双方
の複合作用によるものかもしれない。ノイズの影響はラ
ンダムであるが、パイロットチャネルと局部発振器の間
の位相誤りは、それが訂正されるまでは定常的であるの
で、ローパスフィルタ523によって平均化することによ
ってノイズに起因する位相誤り成分は除去される。この
ライン519のスライサ誤り電圧は、ライン427の局部発振
器信号とともに、誤り計算回路521に送られる。位相誤
りが計算され、バス525からローパスフィルタ523に送ら
れる。ここで位相誤りを時間平均することにより、ノイ
ズの影響が除去される。この結果として生じた平均誤り
信号は、バス527からRUの局部発振器である電圧制御発
振器425の誤り電圧入力へと送られる。（図24に示され
るように、局部発振器425は変調器410に置かれているこ
ともあり、あるいは復調器460に置かれていることもあ
る事を留意していただきたい。）。誤り電圧は復調器46
0及び変調器410のつながるライン427上の局部発振信号
の位相を修正する。誤り計算回路521も同様にCPU405か
らライン531に送られてくるタイムスロット数開始信号
を受け取る。この信号は、どの時点でスライサ466がタ
イムスロット０データを受け取ったかを示し、またタイ
ムスロット０パイロット信号を受け取っている間だけ、
誤り計算回路521を作動させる。
他の搬送波再生を図36に示す。ここでは、図19と同じ
参照番号を持つエレメントは図19に示されているエレメ
ントと同じ機能を持っているので、ここでは論じない。
図36に示す実施例は追加されたCDMA多重通信再生器461
を使う。この再生器は、タイムスロット０を拡散される
ために使われた専用CDMA符号の転置行列を用いてCDMA拡
散プロセスを逆戻りさせることによって、タイムスロッ
ト０のパイロットチャネルデータのみを再生する。受信
されたタイムスロット０のデータはバス465に出力さ
れ、もう一つのスライサ463及びスライサ466に送られ
る。スライサ466は、パイロットチャネルデータとパイ
ロットチャネルシグナルを送信するのに使われたBPSK位
相空間の既知のポイントとを比較し、ライン519への出
力となるタイムスロット０スライサ誤り信号を生成す
る。誤り計算回路521は、スライサ誤り信号とライン427
上の局部発振器信号とを比較し、位相誤り信号をライン
531上に送る。この位相誤り電圧はローパスフィルタ523
によって平均され、その結果として生じた誤り電圧は電
圧制御発振器425の誤り電圧入力と結び付けられる。VCX
O425からの出力信号は、ライン427を通じて余弦信号と
して復調器460と変調器410につながれる。各々のユニッ
トの余弦信号には90度の位相偏移が与えられ、ライン43
7上の正弦信号が生成される。この発明のさまざまな実
施例において、正弦信号及び余弦信号は、デジタル信号
でも、アナログ信号でもありうる。
再び図19に戻り、上流での搬送波再生、利得制御及び
記号の同期を行うための方法と装置について述べる。す
べてのRU局部発振器の周波数と位相CUからのパイロット
トーンに同期させられるているが、それぞれのRUからCU
への距離が異なっているため、２つの問題が生じる。よ
り好ましい実施例で用いられているQAM信号復調器の精
度は、各々の受信点における振幅と位相を正確に区別す
る能力によって決まってくる。各々のRUに届く信号の伝
播時間とチャネル障害が異なっているため、CU受信機の
QAM復調を正確に行うためには、受信されたデータの振
幅及び位相を測定し補正しなければならない。この補正
を行う方法は、ペイロードデータのブロックが送られる
前に、現在割り当てられたタイムスロットで、それぞれ
のRUがCUに既知のプリアンブルデータを送ることによっ
て行われる。CUのCPUはタイムスロットを種々のRUに割
り当て、それを管理と制御チャネルの上の管理と、制御
メッセージで各RUに知らせる。図19に示す実施例では、
RUとCPUは、上位レベルのプロトコールを支持するため
に９番目のビットを付け加え、割り当てられたタイムス
ロットの中で９ビットバイトを送ることによって、周辺
機器あるいはユーザーデバイスからのペイロードデータ
を８ビットバイトに分割する過程を制御する手助けを
し、記録する。しかし、ペイロードデータが送られる前
に、RUのCPUはマルチプレクサ1076によるスイッチング
を管理するライン1094上のプリアンブル信号を起動す
る。このマルチプレクサはバス1068A及び1070Aのコード
化されたIQ情報ベクトルデータを一方の入力とし、バス
1078と1080のプレアンブルデータのためのあらかじめ決
定されている固定IQ値を他方の入力として受け取る。ラ
イン1074の上のスイッチング制御信号が起動されている
時、マルチプレクサはバス1078及び1080上のデータを選
択し、メモリー406に記憶するためバス1068B及び1070B
に結合する。バス1078と1080上のデータは、QAM位相空
間内の既知の点３−ｊを定義する。
ライン1074、バス1078及びバス108とマルチプレクサ1
076はRU送信機にのみに設けられている。その理由は、
ここで述べられている技術は、上流のデータを適切に同
期させるためにのみ使われるからである。
CU受信機においては、振幅及び位相の誤りを測定する
ために、プレアンブルを受信している間にスライサ検出
器466が受信データと既知のプレアンブル位相空間点を
比較する。受信信号は、次の形式を表わされる。
ａ＊ejΦ＊ｓ（ｔ） ここで、 ｓ（ｔ）：望ましい信号 a:チャネル障害及び近接−遠隔問題によって起きる振幅
誤り ejΦ：チャネル障害及び近接−遠隔問題によって起きる
位相誤り 図19でのスライサ検出器466は図34で示されるいくつ
かの回路を含んでいる。スライサ検出器466は、ｓ
（ｔ）が位相空間点３−ｊでスライサ誤りを含む事なく
測定されるように、受信信号を35倍の増幅度で増幅し、
振幅及び位相誤りをキャンセルできるようにする。スラ
イサ誤りを０とする様なの増幅条件における振幅誤り係
数及び位相誤り係数をメモリー796に記憶し、そのRUに
割り当てられたタイムスロットにおいてペイロードデー
タを受信する際に、スライサがこれらの記憶された係数
を使用する。
タイムスロットに係る上流搬送波再生誤り訂正要因 特に、CU受信機のスライサ検出器466の役割は、下記
（５）式に示す増幅要因の1/a及びejΦの正しい値を決
定することである。
（1/a）＊ejΦ ……（５） ここで、1/aは近接−遠隔問題を解決しチャネル障害を
補正するための利得補正係数であり、ejΦは近接−遠隔
問題を解決しチャネル障害を補正するための位相補正係
数である。
近接−遠隔問題には、遠くのトランシーバから送信さ
れた弱い信号が、近くの受信機から送信された強い信号
によって妨害を受けるという問題が含まれる。従来の方
法では、しばしば、２台の送信機が同時に送信すること
が決してないよう時分割多重通信を行うというやり方で
この問題を解決していた。この発明が置かれている環境
では、この解決策は役に立たない。それは、すべてのRU
は、帯域幅が許す限り、信号を送る必要があるときは、
送信をできなければならないからである。このため、こ
の発明においては、各RUから送信される信号の強度は、
CUに於ける各RUからの受信信号の強度がほぼ同じになる
ように制御されている。このことにより、振幅誤りによ
って引き起こされる解釈誤りが最小となるよう、ベース
バンド信号がスライサにはいる前の点でCU受信機の利得
を調整することによって、チャネル障害の影響が補正さ
れる。これと同様にスライサ検出器のローテーショナル
増幅器は、誤りが生じる可能性を最少にするために、ベ
ースバンドシグナルがスライサにはいる前に、異なる伝
播遅延とチャネル障害にに起因する位相誤りを補正す
る。各タイムスロットのプレアンブルの間にこの回路
が、そのタイムスロット内で受信されるペイロードデー
タの振幅及び位相補正係数の値を決定する時に用いられ
る繰り返し過程についての議論については、図34に示さ
れるG2増幅器788、ローテーショナル増幅器765、スライ
サ800、制御ループ781、及びメモリー796の協同作業に
関する記述を参照する事。
このように、アップストリームとダウンストリームの
双方の送信にコヒーレント変調及び検出方式が用いられ
る。直交変調方式に関しては、CU変調器に使用される正
弦及び余弦波形の振幅及び位相と同期されている正弦及
び余弦局部搬送波を、RUで行われる変調及び復調作業に
使用することができるように、変調器410と復調器460に
は位相偏移回路が組み込まれている。
タイムスロット０のパイロットチャネルのデータは、
CUのマスタークロックをコード化するためのパイロット
チャネルデータとしての制御チャネル、及びタイムスロ
ット０の管理データの送信をするために、CDMAマルチプ
レクサ408の専用のCDMA符号を用いて拡散される。それ
ぞれのRU受信機には搬送波再生回路515があり、これに
よってパイロットチャネルの信号を監視し、同期情報を
ライン427に生成する。指令及び制御チャネルのいずれ
かのパイロットチャネル信号を使う方法は、搬送波の周
波数と位相についての情報を伝達するいくつかの方法の
うちの１つの可能性に過ぎない。その他の可能性として
は、RU受信にて検出することができる変調された波形
に、CU搬送波の周波数と位相に関する情報を符号化変調
して伝達する方法がある。
上述した搬送波再生方式は、コヒーレント検出方式に
とっては好ましいものである。この他の実施例として、
良く知られたいずれかの非コヒーレント検出装置を用い
て非コヒーレント検出を行うことが可能である。このよ
うな非コヒーレント受信機の技術については、ヘイキン
（Haykin）の“Communication systems"の503ページか
ら505ページに論じられており、特にここに参照として
組み入れる。
もう一つの同期方式が、記号同期化である。受信機
は、その変調が状態を変えることができる瞬間を知って
いなければならない。すなわち、RUとCUの受信機は、各
々のチップを解読するためには、各々のチップの開始時
間と終了時間を知っていなければならない。このことに
より、受信機は、そのプロダクト積分装置やチップ解読
過程を開始するためのその他のチップ状態検出回路につ
いて、いつサンプルを開始し、そしていつ終了するかを
決定することができる。この発明における符号同期化と
は、それぞれのRUにおけるCUチップクロックの再生のこ
とである。好ましい実施例においては、CUチップクロッ
クの再生は、すべてのギャップにおいてCUからチップク
ロックを符号化したバーカーコードと共に送られる既知
のバーカーコードに関して、各々のRUにおいて相関をと
ることによって行われる。すべてのRUは、早遅ゲートを
持つコリメーターによってバーカーコードを検出し、RU
のチップクロックをバーカーコード内に符号化されたCU
のチップクロックに同期させる。このチップクロック同
期過程は、図19に示したフレーム検出器513と図34に示
したフレーム検出器882によって行われる。フレーム検
出器513とフレーム検出器882は各々疎同調回路と微同調
回路の双方を持つ。疎同調回路は、CUがギャップに送信
した既知のバーカーコードを見つけることにより、それ
ぞれのCUフレーム送信のギャップの位置を検出すること
により、ダウンストリームのフレームの同期を行う。一
度ギャップの位置が定められると、図19に示した時間ベ
ース回路886が、バス1031の信号を基準としてこの受信
フレームのタイミングに同期され、また図34に示した時
間ベース886はフレーム検出器882によってライン1092の
信号を基準としてを受信フレームのタイミングに同期さ
れる。時間ベース回路886は一連の直列接続されたカウ
ンターステージからなり、これがフレーム検出器（図19
のライン900及び図14のライン192）からのクロックステ
アリング信号に位相ロックされている高速入力クロック
を受け取る。直列接続されたカウンターは、チップクロ
ック、フレームクロック、スーパーフレームクロック、
及びキロフレームクロック信号を生成する。各々のモデ
ムの受信器と送信器のタイムベースは、チップカウンタ
ー、フレームカウンター及びタイムベースを正しく外部
信号に合わせるために用いられるサンプリングレジスタ
ーを含んでいる。いったんタイムベースがこれらの外部
信号に合わせられると、モデムが必要とする内部タイミ
ングはタイムベースから供給されるため、操作のために
外部信号に頼る必要がなくなるが、外部信号は失信また
は偏移が無いかどうか引き続き監視される。CUにおいて
は、タイムベースを合わせるための外部信号は、送信器
への時分割多重通信入力である。RUにおいては、外部信
号は、ダウンストリーム信号から派生するギャップ検出
フレーム及びキロフレーム信号である。
タイムベース回路866は受信機あるいは送信機内にあ
るそのような信号を必要とする回路、例えば図19に示す
受信器の直交ディマルチプレクサ462や、図34に示す受
信器の直交符号ディマルチプレクサ766に、受信フレー
ムタイミング基準情報を含む種々の信号を供給する。タ
イムベース回路は、それと同時に、継続的に複数のフレ
ームにわたるフレーム検出器からのギャップ検出信号を
サンプルすることによって、ギャップの位置を確かめる
ことによりフレーム同期を維持し、またフレーム同期が
失われた場合はそのことを知ることができる。ギャップ
位置が見失われた場合は、モデムは直ちにギャップを再
同期するよう試みる。
RU及びCUの送信機の直交マルチプレクサも、フレーム
タイミング基準信号を得るが、これらのフレームタイミ
ング基準信号は、各符号RUの送信機の各々が送信したフ
レームがCUに到着した時点でCUのフレーム境界と一致す
るように、CUのフレームタイミング基準の境界を設定す
る。もちろん、CUの送信機は、CUフレーム境界に同期さ
せてフレームを送信する必要がある。そのため、図34の
フレーム検出器882と図19の513が生成した受信フレーム
のタイミング基準信号が、図19の双方向バス405及び図3
4のDMAメモリー763とバス883を通じてモデムの局部CPU
或いはその他の制御回路405に送られる。CPU或いはその
他の制御回路405は、このフレームタイミング基準を使
って回路499上の送信フレーム遅延時間Tdのタイミング
を図19の送信フレーム回路400と図28の送信フレーム回
路508に合わせる。
図19のフレーム検出器513と図34のフレーム検出器882
の中の微同調回路は、早遅ゲート技法と相関関係とを用
いて、バス900上にクロックステアリングトラッキング
誤り信号を生成し、符号同期のためのクロック再生を行
う。この信号は、RUが局部チップクロック信号を生成す
るための時間ベース生成器886に使う、図74に示す電圧
制御発振器784の位相を修正するために用いられる。こ
の局部チップクロック信号は、CUのチップクロックと同
期がとれている。この再生された主チップクロック信
号、及びそれから派生するその他のタイミング信号は、
RUのモデムの送信機と受信機のうちでCUのプロセスと同
期してプロセスしなければならないさまざまな回路に、
分配される。
フレーム検出器513及び882の疎同調回路は、CPU405上
で走るソフトウェアと協同して、CUのフレームギャップ
の位置を捜し出す。この作業は、CPUのバス902上の制御
及びタイミング信号と、図19に示す復調器460からバス9
04へ出力データの実部及び虚部、そして図34のマッチト
フィルター761とを使用して行われる。（フレーム検出
器の詳細については、図38を参照されたい。）このギャ
ップ位置決め作業は、相関のピークが少なくとも２回連
続してして同時に発生するまで、スライドする相関窓の
境界を連続的に移動することによって行われる。この作
業の詳細については、図38を参照しながらさらに詳しく
述べる。
図38に好ましい形式の測距検出器のブロックダイアグ
ラムを示す。これは、各々のRUのフレーム検出器513の
心臓部を構成し、CUにおいてはベーカーコードの測距検
出に用いられる。図38に示した回路は、フレームの検出
及びチップクロック同期機能も備えているが、これより
先はこの回路の事を測距検出器と呼ぶことにする。
測距検出器は、獲得モードと追跡モードを持つ。獲得
モードでは、バス904に到着するいろいろな信号の中か
ら素早く既知のバーカーコードを見つけようとする。好
ましい実施例では、送信データは励起余弦平方フィルタ
ーを通りバス904は、例えば図34のマッチトフィルター7
61のような、励起余弦平方関数の逆関数であるところの
伝送関数を持つマッチとフィルターに結合している。し
かし、その他の実施例では、これらの２つのフィルター
が除去されている場合もある。バス904はライン906で受
信した信号の実部及びライン908の受信信号の直交部ま
たは虚部を定義するデータを伝送する。
獲得モードについての興味は、入力信号と既知のベー
カーコードとの相関をとることによって、速やかにギャ
ップを見つけることであるが、これは単純に受信信号の
一連の符号を観測することによって行われる。これは、
既知のベーカーコードは振幅は一定であるが変化する符
号を持つ、一連のチップの特有なシーケンスであるから
である。ベーカーコードは、獲得モードにおいては受信
データの中の、変化する符号のシーケンスのみを観察す
ることにより、効率的にその位置を見い出すことができ
る。したがって、追跡モードにおいては、CPUは選択制
御の信号“acq"をバス902に送り、906及び908スイッチ
の状態を制御することによって、バス910及び912の上の
信号を選択する。バス910及び912の上の信号は、回路91
4及び916の出力である。この２つの回路は、バス904の
入力信号と“0"とを比較し、もし入力チップの符号が正
であるならば最初の数字を出力として送り出し、もし入
力チップの符号が負であれば、２番目の数字を出力とし
て送り出す。もし、“acq"が確認されない場合は、バス
918及び920上の生のデータがスイッチ906及び908を通過
するように選択される。獲得モードにおいては、相関を
とるために“acq"信号はORゲート922を通り、スイッチ9
06及び908の出力信号を、有限インパルス反応フィルタ
ー924及び926に送るようゲート処理する。またORゲート
922はGAP−Ａ信号を受信するが、この信号はCPUがフレ
ーム検出器からの信号によってそれがギャップにいると
判断するとき、バス902経由でCPUによって確認される。
従って、スイッチ906と908から来るバス928及び930上の
信号は、測距検出器が獲得モードにあるときは常時、そ
して追跡モードにあるときはギャップの間だけ、FIRフ
ィルターによって相関がとられる。
FIRフィルター924及び926には、プログラム可能なイ
ンパルス反応関数が備わっており、これは、CPU405によ
って、受信器が捜しているバーカーシーケンスと対応す
るように設定されている。捜し求められているバーカー
コードは、CPU405がレジスター932に書き込むデータに
よって定義される。この正確な正負のチップのシーケン
スが、いずれかのFIRフィルターに存在するときに、フ
ィルターの出力が最大となる。FIRフィルターの出力に
は、絶対値回路934及び936が結合されており、これによ
ってFIR値の絶対値をバス938及び940の出力信号として
出す。回路924には２つのモードがあり、これはライン9
43上の“acq"信号によって選択される。受信器が最初に
ギャップの位置を捜すときに使われる獲得モードにおい
ては、942回路はバス946と948の信号のいずれか大きい
ほうをバス944の出力とする。追跡モードでは、バス946
と948の合計が、バス944の出力となる。
比較器950は、CUのバーカーコードの受信として認識
されるために最小限必要となる、FIR出力ピーク値に対
する閾値を設定する。比較器は、バス944上の信号と、
バス945の閾値とを比較し、バス944の閾値を超えている
場合は、それ閾値を超えている期間中は、バス951に論
理“1"を出力する。閾値のレベルは、CPU405によってバ
ス902を経てレジスター952に書き込まれたデータによっ
て設定される。ピークの数は、ファルスアラームカウン
ター952によって数えられ、その出力はレジスター960に
記録される。このレジスターは、測距検出器の監視及び
制御を行う過程で、CPUによって定期的に読み込まれ
る。CPU405の、ファルスアラーム数を監視するプロセス
によって、ファルスアラームを数えるフレームの数を決
定し、このフレーム数がレジスター956に書き込まれ
る。この数値は、インターバルカウンター954に書き込
まれ、この数値から各フレームごとに一度発生するライ
ン957上のGAP−Ｂ信号の数を順次差し引いていく。カウ
ント数が“0"になった時にライン958が作動し、ファル
スアラームカウンター952がクリアされる。また、クリ
アされる直前のカウント数をレジスター960に記録し、
レジスター956の値をカウンター954に書き込む。CPUが
ファルスピークの数が、レジスター960に記録されてい
る数値に比べて大きすぎると判断した場合は、CPUはレ
ジスター952に閾値を大きくするような新しいデータを
書き込む。
ギャップを探し出すための疎同調は、測距検出器によ
って、以下の方法で行われる。CPUはギャップ開始時刻
の、ある推定値から始める。その時刻には、バス902上
のGAP−Ａ信号は、各フレームインターバルごとに確認
される。CPUは各フレームインターバルのピークについ
てのみ観測したいので、ピークを観測する時間を限定す
るためのスライド窓を使用する。図39のブラケット962
にスライド窓を記号化して示す。この窓の境界は、以下
に示す方法によって、CPU405がレジスター964に書き込
むデータによって決定される。
回路970は、GAP−Ａ信号が生成された後の、最初のピ
ークのみをANDゲート968の出力として生成する。GAP−
Ａ信号は、ギャップが開始したと思われることを示す信
号である。タイムベースカウンター972は、ライン974の
チップクロック信号を数えるが、各フレームのGAP−Ａ
信号によってクリアされる。970回路がピーク値（実際
は論理“1"レベル）をバス976に送るときに、タイムベ
ースカウンター972のバス980上への出力が採取され、レ
ジスター978に記憶される。バス980の計測値も、大小比
較器965の比較入力の一端へ結合されており、この比較
器のもう一方の入力はレジスター964の信号を受けるべ
く結合されている。比較器965の出力は、ライン966のゲ
ート信号である。CPUがギャップが開始したと判断した
時点データタイムベースカウンター972は“0"にリセッ
トされるので、レジスター978に記憶されるカウント数
は、CPUがギャップが開始すると判断した時点から、ど
のくらいの時間が経ってから実際にギャップが開始した
かという、オフセットエラーを表わす。
図39は、RUの疎同調プロセスが、いかにしてCUのフレ
ームギャップが発生する時刻を捜し出すかを説明するの
に役に立つ、時間推移を表わした線図である。
図39の時間線Ａは、最初のフレームの間でまだギャッ
プの位置がはっきりわからない時点で、CPUが設定する
最初のスライド窓の位置962を示し、またフレーム１の
間で観測された２つのピークが発生した時刻を示す。時
間線Ｂは、フレーム２の間に観測されたピークとスライ
ド窓の位置を示す。最初の時点では、CPUはギャップが
どこにあるかを知らないので、ソフトウェアはフレーム
の全体を通してライン976のピークを観察する。それに
応じて、CPUはT0の時点でレジスター964に“0"を書き込
み、同時にGAP−Ａ信号を励起する。GAP−Ａ信号が励起
されると、タイムベースカウンター972がリセットさ
れ、バス980に論理“0"を送る。レジスター964の“0"
は、大小比較器965によってバス980の“0"と比べられ
る。比較器965は、同値であることを確認し、ライン966
を論理“1"に設定することによって、閾値比較器からの
バス951上のゲートパルスを最初のパルス選択回路970に
流す。比較器965は、バス980の数値がレジスター964の
値以上であるときはいつでもライン966の論理値を“1"
にする。これによって、図39のスライディングパルス観
測窓が、時間T0で開く。この窓は、フレームの最後まで
開いたままになる。
図39の時間線Ａに示したフレーム１では、雑音パルス
990は、時刻T1において回路970によってゲートを通さ
れ、本当のバーカーコードーパルス992Aは、970回路に
よって阻止される。ノイズパルス9990が発生することに
よって、レジスタ978がバス980上のカウントの採取を行
う。これは、図39に時刻時刻T1におけるサンプル１とし
て図示されている。この値は、CPU405のギャップ獲得プ
ロセスによって読み取られ、後の比較のために記録され
る。
雑音パルス990はランダムであるため、図39の時間線
Ｂに示すように、第２フレームの時刻T1においては発生
しない。その変わり、別の雑音パルス994が時刻T1より
後の時刻T3で発生し、別のバーカーコードパルス992Bが
時刻T7で発生する。第１のパルス選択回路は、再度パル
ス994をゲートから通し、パルス992Bを阻止する。これ
によって、フレーム２の中で、バス980のカウントのサ
ンプル２を採取する。疎同調ギャップ獲得プロセスは、
レジスタ978に記録された値を読み取り、この値とフレ
ーム１でこのレジスターから読み取られた値とを比較す
る。CPUは、パルス990はパルス994とは異なった時間に
発生したものと判断し、故にパルス990はノイズであっ
て、バーカーコードに起因するものではないと結論づけ
る。これは、もしパルス990がバーカーコードであった
とすると、それはランダムに発生するものではないの
で、同じ時点で発生するはずだからである。それ故、ギ
ャップ獲得プロセスは、窓962の位置をフレーム３がパ
ルス994の直前で開くように移動し、これ以前のパルス
の考察対象からはずし、同時にパルス994がバーカーコ
ードに起因するものであるかどうか分析できるようにす
る。CPUのギャップ獲得プロセスは、レジスタ978からサ
ンプル２の数値を得、その数値からある固定値を差し引
き、その結果をレジスタ964に書き込むことによって、
窓962の位置を移動する。
フレーム３の状態を、39図の時間線Ｃに示す。窓962
は時刻T2に開くが、フレーム２のパルス994はノイズで
あったため、フレーム３の時刻T3では発生しない。その
代わり、雑音パルス996が時刻T5で発生し、本当のバー
カーコードパルス992cがブロックされている間に、回路
970がこのパルスをゲート通過させる。パルス996は、サ
ンプル３を採取させる。ギャップ獲得プロセスは、サン
プル３とサンプル２を比較し、パルス996がGAP−Ａの発
生を基準にした場合の同じ相対時刻に発生していないこ
とから、パルス994は雑音であったと結論する。従っ
て、ギャップ獲得プロセスは窓962はさらに移動するこ
とができると結論を出す。今回は、窓は、パルス996が
発生した時刻T5の直前である時刻T4において窓が開くよ
うに動かされる。
フレーム４においては、窓962は時刻T4に開くが、相
対時刻T5にはまたしても何のパルスも発生しない。しか
し、バーカーコードパルス992Dは同じ時刻T7に発生す
る。このバーカーコードパルスは、回路970によりゲー
トを通ってサンプル４を採取させる。ギャップ獲得プロ
セスは、サンプル４の値を読み取り、これをサンプル３
の値と比較する。そして、パルス996はパルス992Dと同
一の相対時刻に発生しなかったので、ノイズであったと
判断する。したがって、ギャップ獲得プロセスは、窓96
2の位置をさらに動かし、パルス992Dが起きる直前の時
刻T6で窓が開くようにする。
図39の時間線Ｅに、フレーム５の状態を示す。窓は時
刻T6に開くので、それ以前に発生するパルスについては
考察しない。また別のバーカーコードパルス992Eが相対
時刻T7で発生すると、回路970が窓を開いてからの、こ
のフレームにおける最初のパルスとして、ゲートを通さ
れる。これによりサンプル５が採取され、ギャップ獲得
プロセスは、これをサンプル４と比較し、パルス992Eと
パルス992Dは同じ相対時刻に発生したと判断する。ギャ
ップ獲得プロセスは、パルス992Dとパルス992Eはバーカ
ーコードであったと判断し、ギャップを見つけたと結論
する。これによって、ギャップ獲得プロセスは、図39の
時間線T6に示すように、フレーム６の時刻T6に窓962を
開くように設定し、したがって時刻T6以前に起きるパル
ス998と1000はノイズであるとして、無視する。ギャッ
プ獲得プロセスは、図39の時間線Ｇにあるように、GAP_
aの起動時刻をT7に変え、バス902上の“acq"信号を停止
することによって、測距検出器を、チップクロック再生
のための追跡モードに切り替える。
チップクロック再生プロセスは、図38に示す早遅ゲー
トサンプル回路によって行われる。このプロセスは、好
ましい実施例ではギャップ獲得プロセスの後で始まる。
この基本的概念を図40に示す。これは、チップクロック
との位相ロックがとられている次に、FIRフィルターか
らの出力（コリレータ出力）を早遅ゲート回路でサンプ
リングしているところを図示したものである。曲線1002
は、既知のバーカーコード（レジスタ932の係数によっ
て定義されたもの）と入力信号との間において、FIRフ
ィルタ924と926で行われる相関プロセスの、バス944へ
の出力信号を示す。時間TO（図39のT0とは異なる。）の
中央にある主ピーク1004は、CUがギャップに送ったバー
カーコードが到着したときの出力を表わし、FIRフィル
タ924と926によって、レジスター932のデータと完全に
位置がそろえられている。このレジスタには、CUから送
られたバーカーコードの各々の要素の“＋”と極性のシ
ークエンスが記憶されている。すべてのCT−２チップク
ロック（８チップクロック）は、受信信号の新しいデジ
タルサンプルであるが、FIRフィルタに入る。FIRフィル
タは、すべてのCT−２チップクロックの各々のステージ
の結果の合計を出す。すべてのバーカーコードのサンプ
ルが、FIRに入り、受信機が捜し求めているバーカーコ
ードを定義づける＋及び−の極性のシークエンスと揃え
られると、CT−２チップクロックの合計値は、出力線94
4にピーク1004を生じさせる。ピーク1006と1008は、完
全な位置あわせがなされる前と後の、各々の合計の結果
の例である。ポイント1010及び1012は、時刻TOから、各
々CT−２チップクロック１つ分離れたサンプル点を示
す。図35または36に示した実施例の局部発振器425の位
相が、CUの局部発振器425の位相と正確にあっていると
き、サンプル点1010と1012における振幅の値は同じにな
る。何らかの位相誤りがある場合は、パルス1004がTOの
中心から正確に対称ではなくなるため、サンプル点1010
と1012における振幅の値は異なったものとなる。このこ
とにより、図38のライン900にライン誤り信号を発生さ
せる。この信号は、位相ロックループ回路の電圧制御チ
ップクロック発振器の位相をずらし、データのサンプル
をFIRフィルタ924と926に送るタイミングを変えること
によって、コレレータ主パルス1004がTOの中心に来るよ
うにする。
図38の回路で、このクロック再生過程が行われる方法
は、以下のとおりである。回路1014と1016は、各々サン
プル回路とホールド回路に対応するデジタル回路であ
る。回路1018と1020は、各々がライン1022上のサンプル
信号に、CT−２チップクロック遅延を課す遅延回路であ
る。このサンプル信号は、ギャップのあいだに、GAP_a
信号が起動された後、各フレームにつき一度あらかじめ
定められた時刻に、CPU405が生成する。このサンプル信
号は、図38に示すサンプル1010を採取するため、回路10
14にライン944上のパルス1004の振幅を採取させる。こ
のサンプルの値は減算器1024の一方の入力に結合され、
この減算器の入力は、バス944上の信号の振幅である。
（好ましい実施例では、すべての処理はデジタルであ
る。）減算器1024は、常にバス944上の変化する値か
ら、レジスタ1014に記憶されている最初のサンプル値を
差し引き、その差をバス1026に送る。CT−２チップクロ
ック２回の後、ライン1022上のサンプル信号は、レジス
タ1016に到着し、そこにその時バス1026上にある差の値
を記録する。レジスタ1016に記憶される値は、図40のサ
ンプル1010と1012の振幅の差である。この値が、バス90
0上のトラック誤り信号である。トラック誤り信号は、
図19の位相ロックループ回路で、デジタル的に積分さ
れ、この結果が局部チップクロックの基準信号を発生す
るPLL1030の電圧制御発振器の位相を補正するのに使わ
れる。このチップクロック基準信号は、バス1032からタ
イムベース886に結合される。タイムベース886は、図19
に示す送信機と受信機における処理を同期させるために
必要なタイミング信号を発生する。
他の実施例では、チップクロックを多重化してデータ
に信号を乗せて送信し、RUにて適切なフィルタもしくは
ディマルチプレクサを用いて、チップクロックを取り出
すことによって、チップクロックを再生することが可能
である。もう１つの可能性としては、チップクロックの
タイミングは、搬送波の位相よりも安定しているという
事実を利用して、非コヒーレント検出器を用いてチップ
クロックを取り出す方式である。この場合には、すべて
の計時されたギャップごとに検出器出力を処理すること
によって、搬送波が再生される。好ましい実施例と同様
に、搬送波再生に続いてクロック再生を行う、もう１つ
の可能性は、CDMAディマルチプレクサの復調ベースバン
ド出力からチップクロックを取り出す方法である。
さらに、すべてのRUを１つの共通外部クロック、例え
ばGPS信号の時刻情報に同期させるという可能性もあ
る。但し、この例では、時刻同期精度が１マイクロセカ
ンド程度であり、この程度の精度では不十分かもしれな
い。普通に用いられているどのような方法であっても、
RUのチップクロックと局部発振信号を、対応するCUの信
号に同期させる方法であれば、本発明を実行するために
は十分である。
図38の測距検出器には、いつバーカーコードが、正確
にギャップの中央になったかを測る回路が含まれてい
る。この機能は、CU用の測距検出器において、測距過程
の最後の段階である微同調過程において用いられる。こ
こでは、CUがRUに対して、バーカーコードを正確にギャ
ップの中心に位置させるにはどのようにして送信フレー
ムのタイミング遅延を調整するかという指示を送る。ど
のようにしてそれを成し遂げるかということについて
は、図41を参照しながら説明する。図41は、バーカーコ
ードが中心に位置決めされたと宣言するために必要とな
る、比較器950の出力に許容される３種類のパターンを
示す。基本的には、ギャップの幅は32チップクロックで
あり、これが窓1034によって表わされている。比較器95
0は、ギャップの間に32の論理“0"または“1"を出力
し、これらは、シフトレジスタ1036に桁送りされる。各
々16ビットの幅を持つ、ラッチ1038と1040は、シフトレ
ジスタの32ビットパラレル出力バス1042に結合される入
力を持つ。この２つのレジスタ1038と1040は、常時割り
込み可能となっており、ギャップの最後の時点でのバス
1042の内容について、一方が下位16ビットを、他方が上
位16ビットを記憶する。バーカーコードが中心にあるた
めには、図41に示す３通りのパターンのみが許容され
る。最初に、線Ａによって示すビットパターンは、ギャ
ップ中心線1044のいずれかの側に２つの論理“1"を示し
ており、これは、RUが送信したバーカーコードが、正確
にギャップの中央にある場合の、ラッチ1038と1040に存
在するデータのパターンを示す。線Ｂ及びＣに示すビッ
トパターンは、バーカーコードは正確には中心に位置し
ていないが、許容範囲内である場合の条件を示す。レジ
スタ1038と1040のデータパターンは、微同調過程におい
てCPU405によって実行される測距過程にて読み取られ
る。微同調過程においては、バーカーコードをギャップ
の中心に向けて移動させるためにRUが送信するフレーム
タイミング遅延Tdを変更させるために必要となる指令を
推定する。
図19に戻り、トランシーバ受信部回路の残りの部分の
詳細説明を行う。送信チャネルの場合と同様に、この過
程は、アナログ回路、デジタル回路、或いは両方の組み
合わせのいずれによっても実施することが可能である。
ここでは、好ましい実施例における場合と同様に、受信
機におけるすべての過程がデジタルであるものとして、
記述する。共有された伝送メディアから受信された信号
は、アナログデジタル変換回路（ここでは図示しない）
を通り、出力のデジタルデータ列は、復調器460に送ら
れる。
図26に、受信機の復調器460のより詳しい回路図を示
す。共有された伝送メディアから受信したアナログ信号
は、ライン461を通ってADコンバータ463の入力へと送ら
れる。アナログデジタル変換後のデジタルデータ列は、
同時に２つの積算器465と467に送られる。積算器465の
もう一方の入力は、ライン481であり、これは図24のラ
イン437上の高周波搬送正弦波と同じ周波数で、かつ位
相が同期された、局部搬送正弦波を規定する。積算器46
7のもう一方の入力はライン427であり、これはCUからタ
イムスロット０で、ブロードキャストされた、パイロッ
トチャネルブロードキャストと同じ周波数かつ位相が同
期されている、局部発振器425からの高周波搬送余弦波
である。図26にSINとCOSと示した所への入力信号は、図
19の搬送波再生回路515からのパイロットチャネルと、
周波数及び位相が同期された局部発振器によって生成さ
れる。局部発振器の余弦波出力に、90度の位相変換処理
を施し、正弦波を得る。パイロットチャネル信号は、管
理制御チャネル（タイムスロット０）の１つを使ってブ
ロードキャストされ、CDMAコードの１つはこのチャネル
専用に割り当てられている。この専用コードは、通常の
スペクトラム拡散方式を用いて、パイロットチャネルの
信号を拡散させるのに用いられる。各々の受信器は、パ
イロットチャネル搬送波信号を再生するのに用いられた
のと同じコードを用いて、パイロットチャネルを復号
し、再生された信号を位相ロックループの位相検出に用
いる。この位相ロックループは、RUの送信部の変調器
と、受信部の復調器の局部発振器として使われる。
ライン469とライン471上の復調器からの出力は、デジ
タルのデータ列であり、これは基本搬送波周波数と上下
の測波帯からなる、混合プロダクトを基本的に定める。
デジタルフィルタ473と475は、各チップの実部及び虚
部、或いは送信された結果点の情報を含む、必要とされ
る測波体を選り分ける。受信されたチップの直交成分或
いは虚部の列が、バス477への出力となる。受信された
チップの同相成分或いは実部の列は、バス479への出力
となる。図19に示した受信器には、クロック再生と搬送
波再生のための、通常の位相ロックループ回路も含まれ
ている。受信機は、CUで用いられているビットクロック
タイミングを再生し、通常の位相ロックループ回路を用
いて、これとの同期をとり、またCUが記号データを送信
するのに使われる正弦及び余弦搬送波を再生し、同期を
とる。RUからCUへの送信には、このクロック及び搬送波
信号を使うので、CUは各RUの各々異なるタイミング及び
搬送波信号に同期することなく、CUとRUの間でコヒーレ
ントな通信を行うことができる。もう１つの実施例で
は、各RUはCUのクロック及び搬送波には関係なく、独自
のクロック及び搬送波信号を使うことができる。そし
て、CUは、RUから送信されたデータを復調するために必
要となる、クロック及び搬送波を再生するための、位相
ロックループ回路を持つことができる。
ある実施例では、バス477と479上の144チップからな
る各々の記号の実部及び虚部の列は、図19に示すCDMAデ
ィマルチプレクサ462の２つのリニアアレイに記録され
る。CDMAディマルチプレクサ462は、各々の実部アレイ
と虚部アレイと、そのデータを送信したCU或いはRUで用
いられたCDMA MUX408のコード行列の転置行列との積を
とり、直交コードエンコード過程の逆を行う。この行列
積算過程により、各々の記号につき、復号されたチップ
の実部と虚部からなる２つのリニアアレイを生成する。
この２つのリニアアレイは、CDMAディマルチプレクサ46
2によってメモリー464に記録される。他の実施例では、
CDMAディマルチプレクサは、実部と虚部の２つのデータ
列を“即時に”処理するので、最初にCDMAディマルチプ
レクサ462のメモリーに入力アレイとして記録する必要
がない。
記号の実部と虚部を表わすリニアアレイがメモリー46
4に記録された後、各々の記号の結果は、受信した実軸
と虚軸を持つチップ空間の中での受信したチップポイン
トを示すアレイである。図21で示した、存在し得る入力
点の位相空間直交コード変換写像は、受信チップ空間で
存在しうる点の位相空間を導く。検出器466は、各々の
アレイの点を調べ、受信したチップ空間の合法的に存在
しうる点と比較する。スライサとも呼ばれる事のある検
出器は、良く知られた種類の回路であり、その詳細につ
いてはここでは述べない。検出器の機能は、受信信号の
利得と位相を再生することであり、送信機と同期がとれ
るようにチップクロックを再生し、各チップの境界を決
定し、受信した各々のチップのＩ及びＱ座標の値を測定
し、各々の受信したチップの位置の座標を、受信したチ
ップの、送信されていたかもしれない位相空間において
合法的に存在しうる点のうちで最も近接した点と比較す
る。検出器には、また、復調に使われる正弦及び余弦信
号を発生する局部発振器の周波数を、データにエンコー
ドされた正弦及び余弦搬送波の位相と周波数にロックす
る。そして検出器は、各々の受信したチップが、受信し
たチップの位相空間内の合法的な点のどれであるらしい
かを仮に定める。
検出器466は、仮決定をビテルビ復号器468に送り、そ
こで先行技術であるビテルビアルゴリズムを実行する。
ビテルビ復号器は、各々の記号の各チップの４番目のチ
ップを用いて、誤りを検出し、それを訂正する。この過
程は、ビテルビアルゴリズムによって検出された信号
の、実際に受信された信号の記号の４ビット成分によっ
て決定される、受信されたチップ空間の路から、実際に
送られた点によって定義される最も有りうるトライビッ
トパスを導く。検出器で処理された後、各々のトライビ
ットに第４のビットを加えることで、冗長性を加えるこ
とによって、入力位相空間を８点から16点位相空間に変
換する。この冗長性を持つ第４ビットを付加すること
は、連続する入力位相空間によって規定される空間を通
過するパスの距離を、各々の記号時間につき１だけ増加
する。言い換えると、各々のチャネル或いはタイムスロ
ットは、１つの記号につき１つのトライビットを持つ。
第４のビットは、各々の記号の各々のトライビットにつ
き、その記号のトライビットの３つのビットの状態と、
同じチャネルでその前に送信された記号の４ビットチッ
プの状態によって付加される。これらの一連のチップ
は、前に定義された空間を通るパスを写像するが、それ
は、もし各々の記号の時間のトライビットが、冗長する
ビットを付加されることなしにプロットされた場合にの
み、一群の８点位相空間に写像された同方式のパスより
も遠くなる。チップパスが３ビットパスよりも遠いとい
う事実は、雑音で汚された受信データから実際に送信さ
れたトライビットデータを見分けやすくする。ビテルビ
検出器は、デジタル通信の技法として良く知られている
ので、ここではこれ以上詳しい説明は行わない。このビ
テルビアルゴリズムは、速度が遅くてもよいのであれ
ば、プログラムされたデジタル計算機で実行することも
可能であり、速度が重要であれば、専用のハードウェア
回路で実行する。ビテルビ復号器に基づいたシステム
は、サンディエゴのクォリコム社によってセルラーホン
システムにおけるデジタル式セルラーホンの雑音対策と
して使用されており、そのパテントと製品の詳細は、こ
こに参照文献として含まれる。
ビテルビ復号器からのデータ点出力は、一連のトライ
ビットである。これらのトライビットは、デフレーマ回
路470のメモリーに記憶されるが、この回路は、入力し
てくる一列のチップ、或いは各記号を含むトライビット
から、時間領域におけるTDMAデータ列とまったく同じも
のを再度組み立てる機能を持つ。このプロセスは、図14
のフレーマメモリ300への書き込み及び読み出しの所で
前述した読み書き過程を逆にすることで、行われる。
フォールバックモード RUとCUの送信機には、雑音出力が大きくなりすぎた場
合に、各チャネルの各々の記号に入れるデータを減ら
し、冗長度を高めるフォールバックモードが備えられて
いる。雑音出力は、CUによって検出され、それが35のあ
らかじめ決められた閾値に達すると、CUはすべてのRUの
モデムに対して、各記号のペイロードを減らし、冗長度
を高めるように指示する。フォールバックモードは、図
28Aのライン530上のモード制御信号に基づいて符号器回
路526において実行される。このモード制御信号は３つ
のモードをコントロールできる。つまり、符号器はゼロ
を第４番目のビットとして加えるだけでトライビットを
通すアイドルモード、第４番目のビットが最後の記号時
にそのタイムスロットの前の状態に基づいて加えられる
通常モード、もっと多くの冗長ビットがそれぞれの４ビ
ットの組に加えられ、相応して少ないペイロードデータ
がそれぞれの４つのビットの組に含まれるフォールバッ
クモードである。
性能を改善するためのCDMAでの符号多様性 図27は、性能を改善するためにCDMAシステムでの符号
多様性を成し遂げるために使われる装置の図を示す。CD
MAシステムにおいて、あるコードは他の符号よりもアラ
インメントの狂いや狭帯域の干渉に敏感で、高いビット
誤り率を持つことが出願者によって発見された。たいて
いのシステムでは、１つのコードによって起こされた高
いビットエラー率は受け入れ難いであろうし、ノイズに
敏感なコードは使われることができない。送りべき多数
のチャネルのデジタルデータを持つ幾つかのシステムで
は、チャネルを受け入れられるために直交である符号を
持つコード集合は１つか数個である。例えば、144の異
なったタイムスロット／チャネルでは、144の直交コー
ドを持つのはただ１つのコード集合である。敏感すぎる
符号を使わないのではなく、そしてすべてのチャネルを
受け入れるのに足るだけの十分な数のコードを持ってい
ないような状態をさけるべく、コードはチャネルからチ
ャネルへと乱数的に動かされる。そうして、異なったチ
ャネルの間でもっと軟弱なコードの使用をばらまく。コ
ードの多様性のためにRU送信機のコード多様性テーブル
とCU受信機のコード多様性テーブルの間の協調を必要と
する。そうすることにより、両方ともが特定のタイムス
ロットデータをコード化して解読するのに、同じフレー
ムの間に同じコードを使うようになる。さらに、限定コ
ードリストは、使ってはいけないコードをリストする。
コード多様性を実行するRUは、動作可能になるために
は、CUの下方に向けてのメッセージを含む最新のコード
多様性テーブルと限定コードテーブルを持続しなくては
ならない。RUコンピュータは、モデムが接続要求を始め
るか、受け取ることができる以前に、現在のテーブルの
検査合計によって実証されたコピーをダウンロードし、
テーブルをアクティブにしなくてはならない。コード多
様性テーブルと限定コードリストテーブルを更新する下
流メッセージは、いつ更新が有効になるかをしめすスー
パーフレーム（super frame）タグ数とともに、CUから
送られる。すべての下流のメッセージがテーブル検査合
計を含み、これに対してRUのモデムがそれ自身の検査合
計を確かめ、自分のテーブルの妥当性を確かめる。CUは
それぞれスーパーフレームで検査合計をブロードキャス
トし、それぞれのRUが独立の検査合計を維持する。
この概念はどんなCDMAシステムでも使うことができ
る。１つの物理的位置ですべてのタイムスロットデータ
が集められるCDMAシステムで、コード多様性が図27で示
されるシャフラー500を使って実施することができる。
この出願で、シャフラーは複数の入力502を受けて、複
数の出力504を持っているクロスバースイッチである。
個々の入力502は１つのタイムスロットからのデジタル
データを伝える。個々の出力504は乱数的に割り当てら
れた１つの入力からのデジタルデータを伝え、この入力
が周期的に変えられ、行列積算回路につながれ、それぞ
れのタイムスロットのデータが異なった周囲の間に異な
ったコードによって積算される。入力502はシャフラー5
02中のクロスバースイッチの入力につながれていて、シ
ャフラーは周期的にそれぞれの入力をあちこちの異なっ
た出力ラインに動かし積算器につなぎ、その出力ライン
に割り当てられたCDMA拡散コードに積算を行う。クロス
バースイッチは米国特許5,355,035で明らかにされた高
速のクロスバースイッチの方式をとることができる。こ
の特許はここに参考文献として含まれる。
ここに明らかにされたCDMA CATVシステムのようなシ
ステムで、144のタイムスロットのすべてのタイムスロ
ットデータがそれぞれの位置のRUにおいて存在しないも
のもある。その場合は、シャフラーは異なった形式をと
って、CUに置かれている。この実施例では、入力502は
すべてのRUによってCUに伝えられた帯域幅の要求を表
し、出力504はコマンドおよび制御チャネル経由でのRU
へのコード割付の送信を表し、ここでコード割付はすべ
てのフレームに対して変えるか、あるいはそれぞれの記
号の送信の後に変える。しかしながらCUにおいて、RUに
送られるチャネルのすべてのタイムスロットデータは１
つの場所に置かれている。それ故に、シャフラーは２つ
上の次に段落で論じられたクロスバースイッチの物理的
な形式をとることができる。シャフラー500は同じく、
行列積算を行うとともに、異なったコードにタイムスロ
ットをシャフルするのに適するべくプログラムされたコ
ンピュータの形式を取ることができる。
このシャッフルする技術の使用は軟弱なコードを散ら
すが、軟弱なコードはまだエラーを起こす。もしこの技
術によって生じるエラーのレベルが看過できないなら、
前方誤り訂正がエラーを無くすためにコード多様性と関
連づけて使われる。前方誤り訂正とは、どんなエラーに
でも訂正されるように、十分な冗長ビットをデータ列に
挿入することを意味し、どんなエラーでもエラーの起き
たフレームの再送信を求めるためにCUからRUへの再送信
をする必要無しでエラーを訂正しえる。ここに明らかに
された特定の実施例で、トレリス変調がそれぞれのRUと
CU送信機の重畳符号器と一緒に使われ、符号器はそして
それぞれのトライビットに第４番目の冗長ビットを計算
して加える。この第４番目のビットは受信器とビテルビ
デコーダで使われ、エラーを訂正するのに、受信データ
に基づいて位相空間の可能な点のうちどの点が実際に送
られたのか判断を下す。
図28Aに関連して下に記述された送信機の望ましい実
施例で、多様性シャフラー506はコード多様性を実現す
るのに、タイムスロットデータの異なった乱数的に選ば
れたCDMA拡散符号へのシャフルを調整することによって
なされる。この調整は、バス532上のフレーマ508への信
号とバス533上のバッファ533への信号によって行う。こ
の詳細は下記に述べる。
望ましいRU送信機構成図 図28Aにおいて、この発明の数々の例のなかでの送信機
回路の望ましい例の構成図を示す。図28Aの送信機はRU
モデムのトランシーバーで使われる。CU送信機は、アク
セス制御回路540あるいはマルチプレクサ544が必要ない
事以外は、同一である。
図28Aで、ブロック506は時間からコードへ変換する多
様性符号シャフラーである。コードシャフラーはバス49
9上でタネになる擬似乱数を受け取る。このタネの擬似
乱数は、種々のタイムスロットあるいはチャネルが常に
同じCDMA符号で符号化されないように符号をシャッフル
する事においての、擬似乱数的な順番をコントロールす
る。バス499はさらにTssデータを運ぶ。Tssデータはい
ずれのタイムスロットがこのRU送信機に割り当てられる
か定める。バス499は同じく、コードシャフラーにそれ
がRU内あるいはCU内のどちらで動作しているかを告げる
ところのRU/CU信号を運ぶ。バス499の上のR1データは使
われることができない遠慮がちなコードを定める。Tdデ
ータはCPUと受信機フレーム探知器回路から受け取られ
る。それは沈むために受け取られるそのバーカーコード
がそれによってフレーム同期を成し遂げるという状態
で、間隔を打つようにこのRUのためにフレームタイミン
グ遅れ値を伝達する。
ブロック508はフレーマ回路である。このフレーマ回
路は可変の送信フレームタイミング遅延を実行する。こ
の遅延は測距プロセスを実施するのに必要である。測距
プロセスは、同期CDMAのために必要なCDMA拡散チャネル
データのフレーム同期と時間合せを成し遂げる。フレー
マ回路508は図12でもっと細部に渡って記述される。ブ
ロック548は、記号要素のシャフルされた４つのビット
グループを記憶するバッファである。記号要素はCDMAマ
ルチプレクサ527によって行われる行列積算のためのイ
ンフォメーションベクトル［ｂ］の役をする。コード多
様性はブロック506によって実行される。これは、読み
取りポインタによってフレーマ記憶装置508からのそれ
ぞれの記号に対してのトライビットの読み込みを制御す
る事によって実行される。読み取りポインタはバス532
上でフレーマに送られる。トライビットはバス532上の
アドレスによって決められる順序でバス518のフレーマ
を出る。トライビットは下に記述された方法で（望まし
い実施例で）擬似乱数的にスクランブラ524によってス
クランブルされ、もし正常モードあるいはフォールバッ
クモードで動作しているなら、符号器526が冗長ビット
を加える。符号器526は望ましい実施例ではすべてのト
ライビットに少なくとも１つビットを加え、トレリス変
調を実行する。幾つかの実施例には符号器がなく、他の
幾つかの実施例ではアイドルモードとフォールバックモ
ードのどちらかか、両方がない符号器を使う。
符号化されたびは実部（つまりinphase）と虚部に分
解される。こうして、それぞれの符号化されたトライビ
ットを半分になり、バス517rの上に実数のビットとして
最初の２ビットを出力し、最後の２ビットはバス517i上
に出力される。バス517rとバス517Iはがスイッチング回
路544につながれ、この回路は、バス542rとバス542i上
でアクセスチャネルインフォメーションの実部と虚部を
入力として受信する。標準的なペイロード送信の動作の
間に、スイッチング回路544はデータを選ぶがバス517r
とバス517i上のデータを選ぶ。このデータはバッファ記
憶装置548へバス546rとバス546iによって繋がれる。ア
クセスチャネルの作動の間に、マイクロプロセッサ405
の制御の下に、スイッチング回路544はバス542rとバス5
42i上のデータを選び、このデータは各々バス546rとバ
ス546iにつながれる。バス546rとバス546i上のそれぞれ
のトライビットの実部と虚部は、バス533上の書き込み
アドレスによって規定された順番でバッファ548に書き
込む。マルチプレクサ544が動作し、バス542rとバス542
i上のメディアアクセス制御データと、バス517rとバス5
17I上のペイロードデータとをバッファ548の中で重ねあ
わせる方法は、本願の他のところで記述されている。バ
ッファ548が一杯に書き込まれた時は、それぞれの記号
時の間には144の４ビット要素を持っている。この要素
はインフォメーションベクトルから成る。望ましい実施
例では、インフォメーションベクトルの順序はそれぞれ
の記号時ごとに新たに乱数的にごちゃ混ぜにされる。他
の実施例では、符号はすべてのアクティブなタイムスロ
ットのためのそれぞれの記号の間に順番に割り当てられ
るか、あるいはすべてのアクティブなタイムスロットに
対して巡回するような順番で符号をわりあててもよい。
図28Bにおいて、コード多様性シャフラー506のための
単純な実施例の構成図を示す。この実施例は乱数的なシ
ャッフルはせず、次の方法で巡回シャッフルをする。そ
れぞれのRUとCUは同じタイプのコード多様性シャフラー
を持っている。すべてのシャフラーは同期して動作し、
同じタイムスロットを同じコードに同時にシャフルす
る。タイムスロットスキャンニング計数器はライン603
上のシステムクロックと同期しながら０から143まで１
つずつ増数する。この計数された数は、RAM（Random Ac
cess Memory）605にアドレスとしてバス532を通して出
力される。RAMはチャネル活動表の写しを記憶する。チ
ャネル活動表は144のタイムスロットのいずれが現在使
われているかを示すデータを記憶する表である。CUはす
べてのRUにいずれのチャネルが現在割り当てられている
かを示すデータをブロードキャストする。それぞれのRU
は図28Bで図示されない回路を使って自身の活動表を更
新する。バス532はタイムスロットスキャンニングカウ
ンタ出力を担うが、それはまたフレーマ508に繋がって
いる。バス532上の数は読み取りポインタの役を務め、
いま読まれている記号からのどのトライビットがバス51
8上でフレーマから出力されるかを制御する。バス532の
上の数は同じくRAM605のアドレス入力に結び付けらてい
て、バス607上にデータを出力させる。これは、現在の
数に対応しているチャネルが現在割り当てられるかどう
かを示す。たとえば、このデータはタイムスロットが割
り当てられていると論理１で、そうでなければ論理０と
なる。バス607はタイムスロット活動カウンター609の増
数入力につながれる。この活動カウンターは入力がライ
ン603でシステムクロックにつながっている。論理１が
バス607の上に出力されている時、次の上向きのクロッ
クの遷移に合わせて、タイムスロット活動カウンター60
9が１つ増数する。カウンタ609は０から143に順々に１
つずつ増数し、次にゼロにもどる。バス533上のカウン
ター609の出力は書き込みポインタとして図28Aのバッフ
ァメモリ548のアドレス入力へつながれ、フレーマ508に
よって出力されたトライビットが、符号器526による符
号化の後、バッファメモリ548に記憶されているインフ
ォメーションベクトル［ｂ］のどこに記憶されるかを制
御する。バス532上の読み取りポインタは同じく記号カ
ウント復号器611につながり、この復号器は、バス532の
上のカウントが143に達するたびに、ライン613の増数信
号を生成する。これをすることによって、それは新しい
記号の最初のトライビットが次の上向きのシステムクロ
ック遷移の際に読まれる事を示す。その後記号カウンタ
ー615が上向きクロック遷移の際に１つ増数し、バス617
上に新しい記号カウントを発生する。この記号カウント
はタイムスロット活動カウンター609のプリセット入力
に繋がれ、タイムスロット活動カウンターがバス617上
に存在する記号カウントにプリセットされ、アクティブ
なタイムスロットが見いだされるにつれてそこから１づ
つ増数しつづけ、記号が143に達する時０に戻る。こう
して、それぞれの新しい記号のために、タイムスロット
活動カウンターは新しい数から増加し始める。これによ
り４ビットのグループがバッファメモリ548に置かれる
位置が巡回シャフルする。それ故に、コード多様性を実
現するために、それぞれのアクティブなタイムスロット
がそれぞれの新しい記号の間に異なったコードを使い拡
散される。
図28Cは、図28Aでの多様性シャフラー506の代わりに
用いられるコード多様性シャフラーのためのもう１つの
実施例の構成図である。この実施例は擬似乱数的に分配
された書き込みポインターで満たされたシャッフル表を
使って、コードの擬似乱数的シャッフルをする。図28C
では、タイムスロット活動カウンター609からのバス533
上の出力がアドレス入力といて記憶装置619につながれ
ること以外、すべての要素は図28Bと同じである。記憶
装置619はRAM、ROM、PROM、EEPROMあるいはEPROM等であ
る。記憶装置619は順番に連なっているアドレス入力に
対して比較的に擬似乱数的に分配されている144の書き
込みポインタを記憶する。タイムスロット活動カウンタ
ーからのバス607上のそれぞれのカウントが、記憶装置6
19のアドレスに記憶される。擬似乱数的な書き込みポイ
ンタなら何であっても、バス533から書き込みポインタ
として図28Aのバッファ記憶装置548に出力される。すべ
てのRUとCUは記憶装置619に記憶された擬似乱数的なシ
ャフル表のまったく同一の写しを持ち、すべてRUとCUは
同期的に活動テーブルを走査し、同期的にそして擬似乱
数的に同じCDMA拡散コードをアクティブなタイムスロッ
トに割り当てる。
図28Dは、図28Aのシャフラー506のために使ってもよ
い望ましいコード多様性シャフラーの構成図を示す。記
憶装置718のタイムスロット状態テーブルが現在のマッ
プを記憶する。このマップはタイムスロット／チャネル
が現在活発なすべてのRUとCUで共有される。望ましい実
施例で、それぞれのタイムスロットのためにこのテーブ
ルに記憶されたデータは現在のモード、次のモードと末
端／リモートの情報を含む。許されるモードには次のも
のがある。符号が割り当てられていないアイドルモー
ド、１つの符号が割り当てられた標準モード、アクティ
ブなタイムスロットに対して１つ以上のコードが割り当
てられるフォールバックモード＃１、フォールバックモ
ード＃１より多数の符号がアクティブなタイムスロット
に割り当てられるフォールバックモード＃２である。表
718の35アドレスはカウンター720によってバス722上に
生成されるアドレスを使って順番に走査される。カウン
ター720はバス603上のチップクロックによって駆動され
る。それぞれの順番に走査されたタイムスロットの状態
に関してのデータは制御論理726にバス724上で出力され
る。バス724上の状態データは、CDMA符号が割り当てら
れる必要があるか否かという制御論理を伝える。もし制
御論理726がタイムスロットを顕わすデータがバス724上
でアクティブであること検知するなら、それはバス728
上で信号を生成し、カウンター／乱数発生器730をして
バス734上に擬似乱数を生成させる。この擬似乱数はバ
ッファメモリ548で記憶位置の中へ図28Aの符号器526か
らのコード化された４ビットのグループを導く目的のた
めの書き込みポインタの役を務める。これはバス734上
の数によって指し示されるコードと積算される。バス73
4上のコード数はバス732上のタネの数から生成される。
すべてのRUとCUコード多様性シャフラーはこの同じタネ
を受け取る。すべてのアクティブなタイムスロットを持
つRUと、CUは同じCDMAコードをアクティブなタイムスロ
ットに割り当てるために同期して稼働し、CUがRUによっ
て伝達されたCDMA拡散データを、それを拡散するために
使われた同じCDMAコードを使うことによって再生できる
ようにする。このようにして生成された擬似乱数はバス
734に出力され、それはRAM736に記憶されたコード状態
テーブルの中にアドレスとして出力される。それはまた
バス533の書き込みポインタとして後で出力するためにF
IFO記憶装置742に記憶される。コード状態テーブルはど
のコードが使用の資格を有するかについて、すべてのRU
とCUで共有された情報を記憶する。幾つかのコードは、
十分な対雑音性能を持たないか、あるいは何か他の理由
のために使ってはいけないので、使用を禁止される。バ
ス734上のアドレスによって指し示されたコードの使用
が許されるかどうかに関してのデータはバス738によっ
て制御論理に出力される。もしバス738上のデータがバ
ス734上のアドレスによって指し示されたコードの使用
を許すことを示すなら、制御論理はバス740上に信号を
生成する。この信号はカウンター720に、タイムスロッ
ト状態テーブルの順番において次のアドレスの内容を読
むためのアドレスを、今生成するべきである、と告げ
る。すべてのアクティブなタイムスロットは、記号毎に
１つ１つのコードを割り当てる。
図28Dの実施例では、タイムスロット状態テーブルと
コード状態テーブルの内容がいつもすべてのRUとCUによ
って更新されていることは重要である。そうすることに
より、みなが同じ情報を共有するようなる。コード状態
とタイムスロット状態の更新がブロードキャストチャネ
ル上で、CRCビットとECCビットとを付加したメッセージ
プロトコルを使って、CUによってブロードキャストされ
る。タイムスロットの状態についてのメッセージは、バ
ス722上で同じくアドレスポインタを受け取るイベント
待ち行列744に記憶される。それぞれのタイムスロット
のアドレスがバス722に現われるにつれて、イベント待
ち行例はそのタイムスロットに関して更新メッセージを
捜して、バス746によってタイムスロット状態テーブル
の内容を更新する。
図28Aの考察に戻るが、バッファメモリ548はバス549r
と549i上に２つのインフォメーションベクトルを出力す
る。これらのインフォメーションベクトルの要素は、実
数のインフォメーションベクトルとしてすべてのトレリ
ス符号化されたトライビットの最初の２ビット、そして
虚数のインフォメーションベクトルとしてすべてのトレ
リス符号化されたトライビットの最後の２ビットのもの
である。
図28Aでブロック510は、フレーム同期を行うための測
距プロセスに必要な測距バーカーコードを生成する。な
るべく、この測距バーカーコード生成器510は状態装置
である。望ましい実施例においてこの状態装置を作るた
めの規則は次の通りである。RUによる仮のIDを示さない
測距状態メッセージによって示されるギャップでの活動
は全てデータの衝突を示す。単純な２進法のスタック競
合解決アルゴリズムを使用する。RUが測距を始めると、
LIFO機構のように、どんな次のデータの衝突でもそれを
スタックの下に押し下げ、どんな空のギャップでもスタ
ックの上に引き上げる。測距状態装置510はその入力と
してバス512上でCPU405からＰパラメータを受け取る。
Ｐパラメータは測距パルスとデータのパワーを決め、測
距データは測距パルスのバーカーコードを定める。また
回路510は、RUあるいはCUにあるかどうかを回路510に告
げるRU/CU情報をバス512上で受信する。また、ライン51
2上のデータはひとつのバーカーコードを送信するか、
あるいは、認証あるいは署名シーケンスを作り上げるた
めに連続したギャップの間に複数のバーカーコードの特
定な順列を送信するかどうかをコントロールする。更
に、バス512上のデータはギャップの中心に対するバー
カーコードパルスの位置をコントロールする。このデー
タがCPU405から来るので、CPUはいつ送信機が測距して
いるか知っている。CUによってブロードキャストされ
て、バス1096経由でCPUによって受信され、図34の司
令、通信、制御回路860によって受信される測距状態メ
ッセージをCPUは正確に解釈することができる。回路510
は、本願の幾つかの実施例で他の部分で記述されるてい
る競合解決、パルス位置変調、ステアリングと署名伝達
を含めた測距プロセスを実行する。他の実施例では、こ
れらのプロセスはCPU405と回路510の共同動作で実行さ
れる。
幾つかの実施例で、図28Aの回路510は更に上流の均等
化プロセスにおいてある機能を果たす。上流の均等化
は、必要な上流のデータから望ましくないノイズを減ら
したり無くしたりするプロセスである。この望ましくな
い雑音はたとえば、同軸や他の媒体のインピーダンスの
不連続によって生じる反射、フレームの不整合等によっ
て発生する。均等化は回路510によって一部実行され
る。回路510はCUとRU受信器がその時にチャネルに存在
するノイズの特徴を決定することができるように、特定
の前もって決定されたパターンの信号を１つあるいはそ
れ以上のフレームの間のギャップに入れ、「均等化す
る」つまりノイズを減らすために処置を取る。幾つかの
実施例においては、これはRUによて適応性フィルターの
係数を調整する事によってなされる。フィルター係数の
調整は、チャネルの伝達関数、すなわち、RUとCUを接続
するメディアの表現する等価回路の伝達関数の逆である
伝達関数を得るようにする。均等化を行うことは全体的
なシステムスループット容量を増やすが、より低い容量
でもよいのなら、この発明を実施することにおいて絶対
的不可欠ではない。同じく、測距プロセスは使わなくて
もよいが、そうすると同じくシステムのペイロード容量
が減る。
図28Aの左側のブロック514はレジスタつまり記憶装置
である。この記憶装置は16のアクセス、コマンド、制御
チャネル上を伝達されるパイロットチャネル信号のよう
なコマンドと制御データを記憶する。このデータはバス
399上でCPU405に到着する。ブロック516はバス518のフ
レーマ508からの128のペイロードチャネルのペイロード
のデータと、バス520上のコマンドと制御データから選
択をするマルチプレクサである。選択されたデータ列は
バス522に出力される。典型的なコマンドと制御データ
はRUとCUの間に交換されたデータメッセージを含む。デ
ータメッセージの例は測距に関して「測距し始めること
を望む。」、「ギャップにバーカーコードが１つ以上あ
る。競合解決手順を取って欲しい。」等である。メッセ
ージの幾つかの例は図29〜33で測距や競合解決について
の議論で詳細を記述する。
バス522は乱数化装置524につながれる。乱数化装置の
目的は着信するデータを擬似乱数的に混ぜることであ
る。こうしていっそう白色雑音のように見せる。これは
送信機の出力において動作範囲を減らす。乱数化装置は
スクランブルレジスタ525からスクランブルする司令を
受信するが、スクランブルレジスタ525はバス529上でタ
ネ符号を受け取り記憶する。幾つかの実施例では、乱数
化装置524は無くてもよい。
重畳トレリス符号器526はバス509上のトライビットの
データ列を受け取るのに使われ、正常動作モードでは冗
長な第４番目のビットを加える。それぞれのトライビッ
トに加えられる第４番目のビットは、最後の記号の間の
チャネルからのトライビットの状態から、記憶装置528
によって最後の記号送信の間のそれぞれのチャネルの４
番目のビットの状態の記録を取る。この情報はそれぞれ
のチャネルのトライビットがそれぞれの記号の間にコー
ド化されるにつれて、バス530を通して重畳符号器に供
給される。符号器には前記の３つのモードがあり、多様
性シャフラー506はバス534の信号によってモードをコン
トロールする。
メディアアクセス制御 ブロック540がアクセスチャネルを獲得して、そしてI
SO MAC層プロトコルを実施するためにメディアアクセス
制御通信を実行するための回路を表す。バンド幅を求め
獲得するすべてのメッセージのトラフィックが４つだけ
のアクセスチャネルに収容されているので、１つ以上の
RUが同じアクセスチャネルで同時に帯域幅を求める時に
競合が生じる。それ故に、アクセスチャネルは次のプロ
トコルに従って獲得される。それぞれのRU送信機はバス
550上でタネとなる数字を受け取り、擬似乱数的にどの
アクセスチャネルを使おうと試みるべきか選択し、それ
から擬似乱数的に12の記号で構成されたスーパーフレー
ムのどの６つの記号を送るべきか選択する。その後RUは
認証コードを送る。この認証コードは自身を擬似乱数的
にタネを使って選んだ４つのフレームからなるスーパー
フレームの12の記号のなかの６つの記号を使い、１つ１
つ違うように組まれた順列のかたちで識別させる。すべ
てのRUsは同じタネを使うので、１つ以上が同じ認証コ
ードを選ぶ可能性は小さい。送られた６つの記号はRUが
チャネルを幾つ必要かをCUに伝えるメッセージを含みう
る。あるいはアクセスが成立した後、別のメッセージを
送ってもよい。CUはすべてのアクセスチャネル上の信号
を聞き、それぞれのスーパーフレームの間に６以上の記
号が送られたかどうか決める。もしそうであるなら、CU
は特定のアクセスチャネルで競合があることを、制御チ
ャネル上でメッセージをブロードキャストする。アクセ
スを得ようとしているRUは、本願で測距に関して別記す
る競合解決プロトコルを実施する。もし６つの記号だけ
がスーパーフレームの間に検出されるなら、CUはどの６
つの記号が見いだされたかのメッセージを、制御チャネ
ル上でブロードキャストする。CUはブロードキャストの
メッセージに次のことを含めることができる。予約制の
実施例では、要求されたチャネルのコードの割付を含
み、もう１つの実施例では、タイムスロット活動テーブ
ルの更新情報を伝達し、アクセス権を得たRUが、どのタ
イムスロットあるいはチャネルのアクセスを得たかを示
す。こうして、６つの記号を送ったRUはアクセスを与え
られたことを知り、多様性シャフラー506にて維持され
るタイムスロット活動テーブルを更新する。すべてのRU
はタイムスロット活動更新メッセージを聞き、同様にイ
ムスロット活動テーブルを更新する。
１度アクセスチャネルが獲得されると、幾つかの実施
例では、回路540がバス542rとバス542iでマルチプレク
サー544へデータを与える。データには全部で144のチャ
ネルの中の４つのアクセスチャネル上で送られるアクセ
ス制御メッセージを含む。マルチプレクサー544はバス5
42rとバス542i上のメディアアクセスメッセージを選択
するか、あるいは重畳トレリス符号器526からのコード
化されたチップを選択し、バス546rとバス546i経由で符
号分割マルチプレクサ527へ、そしてバッファ548へと送
る。マルチプレクサ544はバッファ548の内容をエディッ
トするCPU405からの切換え制御信号によってコントロー
ルされ、アクセス制御記号の４ビットのグループをバス
507上のペイロードデータと重ね、メディアアクセス制
御の４ビットのグループがバッファ548の正しいアドレ
スに入るようにし、アクセスチャネルに割り当てられた
CDMAコードによって拡散される。
幾つかの実施例では、メディアアクセス制御メッセー
ジはRUからの帯域幅に対するリクエストと、CUによるRU
への特定のチャネルの割り当てから成る。特定のRUへの
特定のチャネルの割り当ては予約制による方法を実施す
る。割り当ては多くの形式をとることができる。実施例
によっては、制御チャネル上のタイムスロット活動テー
ブル更新メッセージのブロードキャストとか、アクセス
チャネル上の特定のメッセージのブロードキャストなど
である。また、予約制の方法以外の他のメディアアクセ
スプロトコルは、本願の他の個所で記述されるが、色々
なプロトコルを通して可能である。色々なプロトコルの
幾つかは、アクセスチャネル上でのメッセージトラフィ
ックを必要とする。重要な他の実施例では、特定のタイ
ムスロットへのチャネルの割り当てのための数々の異な
った方法も使われ、また、チャネルの様々なグループの
ための方法の組み合せも使われる。この実施例では、使
われる方法は、ユーザによってプログラムできるタイプ
のもので、この実施例の変形したものとしては、トラフ
ィック条件と競合の数と有効性の考慮の上に基づいてCU
コンピュータによって変えられるタイプの方法である。
予約制の方法が望ましい実施例では実施されるので、
競合はメディアアクセス制御ではない140のペイロード
チャネルの上では起こらない。それ故に、競合解決プロ
トコルはこれらのチャネルのために実行されない。しか
しながら、すべてのRUが共有する４つのアクセス制御チ
ャネルの上には競合が起きうる。そのために、競合解決
が本願の他のところで記述される方法で実行されなけれ
ばならない。
重畳符号器からのチップの拡散は直交符号マルチプレ
クサー527によってなされる。この回路あるいはソフト
ウェアルーチンはそれぞれのチャネル上のデータの符号
分割多重化あるいは直交符号化を行列積によって実行す
る。それはバス558rとバス558i上の出力チップの振幅
を、直交コードと、バッファ548からのバス549rとバス5
49i上の入力情報ベクトルの要素との行列積算によって
セットする。バス549rとバス549I上のそれぞれのインフ
ォメーションベクトルは個々に直交符号マルチプレクサ
によって拡散され、バス558rと558iの上に図46に示され
る個々の実数つまりinphase、および直交（quadratur
e）つまり虚数の結果ベクトル409と413を生成する。
144の異なったコードを持っている直交巡回コードは
一つしかない。このコードが使われる。16進法の表示で
は、0218 A503 BA4E A503 BA4E 889F 1D92 C1F3
AB29 8DF6 ADEFである。巡回コードが望ましい実施
例では実施の容易さのために使われるけれども、他のい
かなる直角で巡回しない符号の組でも他の実施例で使う
ことができる。あるいは他の直角の巡回符号でも少ない
チャネル／タイムスロットが必要とされる場合には使う
ことができる。上に与えられた巡回符号は全ての論理０
は直角符号拡散行列の−１を表わしすべての論理１は直
角符号拡散行列の＋１を表わすという慣習を使う。この
コードセットの144の異なったコードの最初の符号は上
に与えられたコードの中身にかかわらずすべて１であ
る。この符号セットの２番目のコードは上に与えられる
コード、0218 A503 BA4E A503BA4E 889F 1D92 C1F
3 AB29 8DF6 ADEFである。３番目のコードはこのコ
ードの２進法の位置を１つシフトし、「落ちる」つまり
あふれたコードの最上位ビットの位置の端を２番目の最
下位ビットの位置に取る事で、得られる。４番目のコー
ドは第３番目のコードに対して第３番目のコードを得る
ためのプロセスを繰り返すことによって得られる。
直交符号マルチプレクサ527で行われた行列積の結果
はバス558rとバス558iを経由してスイッチング回路556
の１つの入力に結び付けられる。スイッチング回路556
の切り替えはCPU405によってコントロールされる。スイ
ッチング回路556のもう一つの入力はバス558iとバス558
rにつながれていて、測距回路510からの測距データを受
け取る。スイッチ556は558rと558iにあるデータをそれ
ぞれ557rと557iを介して、ペイロードデータが送られて
いる時、それぞれのフレームの３つのシンボルの伝送時
間にプリコードFFE/DFEフィルタ563につなぐために選択
する。スイッチ556は、それぞれのフレームの最後のシ
ンボルの伝送の後に続いているギャップの間に、バス56
0上の測距パルスデータを選ぶ。
ここで述べられる均等化とは、それぞれのRUとCUのチ
ャンネルのノイズによってひき起こされる歪みとノイズ
を償うプロセスの事である。プリコードフィルタ563
は、特定のRUとCUの間のチャネルの損傷にもかかわらず
歪みのないデータがCUに到着するように、それぞれのRU
送信機においてあらかじめ考慮された歪みを行う。あら
かじめ出す歪みの量はそれぞれのRUで十分な、あるいは
正確なCUの間のチャネルに存在している現在の歪み条件
を埋め合わせるよう計算されている。あらかじめ起こさ
れる歪みの特性はプリコード均等化フィルタ563の伝送
関数を設定することによって実行される。この伝送関数
はバス561のフィルタにRU/CU係数データを入力すること
によって制御される。それぞれのRUがあらかじめ起こさ
れる歪みを確立するために独自で考慮され、ネットワー
クにある信号から減少または、まったく歪みのない状態
でCUに届かせるようにするのに適切なRU/CU係数データ
を使う。上方ならびに下方均等化についての詳細は図45
に関連する議論の中で記述する。
バス562rと562iにあるプリコードフィルタのアウトプ
ットは等級区別増幅器564に用いられる。等級区別増幅
器564はバス566のシグナルにしたがってバス562rと562i
でデジタル数の振幅レベルの大きさを等級区別する。バ
ス566上のシグナルはモデムの作動レベル、すなわち、
いくつのタイムスロットがこのモデムによって現在使用
中であるかを示す。この等級区分することの目的は送信
機のアウトプットにおいてデジタル−アナログ・コンバ
ータ576の精度を最大限利用することによってパフォー
マンスを拡張することである。デジタルからアナログ
（D/A）変換装置はアナログ出力のためにダイナミック
レンジを持っている。ほとんどのタイムスロットが活発
ではない時、CDMA拡散行列の積算の部分積の和は十分に
D/Aコンバータのダイナミックレンジの限界にまで達す
るチップ振幅に導かない。結果として、D/Aコンバータ
の最大限の精度は使われない。さらに、D/A変換プロセ
ス固有のノイズの方が伝達されたシグナルに影響を与え
る。D/Aコンバータの最大限の精度を利用するために、
計数回路564が、D/Aコンバータ576に入っているデジタ
ル値での結果として生じている変動がD/Aコンバータの
ダイナミックレンジの限界の範囲内に左右に揺れるアナ
ログ信号出力を起こすような作業状況に基づく入力信号
を「増幅する」。これらのシグナルの振幅は、他のメデ
ィアを共有するシグナルに干渉することを妨げるため、
後に振幅変動を制限する回路（図示せず）によって減ら
される。
バス568rと568iの計数回路のアウトプットは、搬送波
なしの振幅とフェーズ変調を行うために２倍にする成形
フィルタ570に統合される。成形フィルタには２つのフ
ィルタがあり、お互いのヒルベルト変換である伝達関数
を持ち、バス568rと568iの上にデジタルでデータをフィ
ルタするためにロールオフ（rolloff）特性セットのあ
る伝達関数を持つ。これは同軸ケーブルあるいは他のメ
ディア24でのデジタルデータ通信に専念した６メガヘル
ツチャネルの幅と中心周波数へのそれぞれのバスの信号
のバンド幅を制限するためになされる。デジタルデータ
通信は同軸ケーブルあるいは他のメディア24の上に見い
だされる。成形フィルタは上方角型のコサインフィルタ
の特徴を持っておりナイキスト基準を満たすよう送出チ
ップパルスを形づくるためには適切である。特徴は最適
な信号対雑音比の改善を供給し、シンボル同志の干渉を
最小限にする。成形フィルタ／変調器570でのフィルタ
は他の伝達関数を持つことができる。さらには、送出信
号のスペクトルがナイキスト基準を満たすような、伝達
されるためのチップを形成することができる。これらの
他のパルス波形は発明の仕事をするのに十分であろう。
バス572の係数データは成形フィルタ／変調器570のフィ
ルタ特徴を設定、変更することができる。成形フィルタ
／変調器570のオペレーションの詳細は、図47、46と48
の議論に関連して記述する。
フィルタ／変調器の出力はバス574につながる（フィ
ルタ／変調器570はバス574の１つの信号を作り出す為に
フィルタした後の直行する現実シグナルと架空シグナル
を統括する。）Up/Down周波数変調器577の入力の為のア
ナログ信号を変換するデジタル−アナログ変換機576の
入力につながる。Up/Down変換器の目的は、伝送伝達媒
介の周波数プランによる、伝送された信号の周波数を上
流または下流の為の周波数に変換するためである。Up/D
own変換器は同軸ケーブル、セルラ方式、人工衛星アッ
プリンクなどのような伝送媒介24の信号を出力する。
RUとCUによる代替測距、競合解除（Contention Resolut
ion）と認証プロセス 図29は競合解除を使った測距の方法についてのフロー
チャートである。望ましい実施例として、測距、競合解
除と図29−33の認証プロセスは、C3回路860、フレーム
検出器882とR/Tng回路763、CPU405を含む図34にある送
信機とマイクロプロセッサ405を含むRng回路510を含む
図28Aにある送信機の共同動作を通して実行される。
測距プロセスの始点は図29にあるRU測距プロセスのブ
ロック600である。ブロック600は、RUがパワーアップ
し、自己テストで使用可能であると判断したところであ
る。次に、テスト602で送信（「Ｅ」）602に関して障害
がなくなるまで待つための制御チャンネルに行われる。
テスト602で衝突（「Ｃ」）が制御チャネルで起こって
いる、あるいはひとつのRUが制御チャネルで伝達してい
る（「Ｓ」）と決定することができる。制御チャネルが
自由である時、テスト602はブロック604へ進む。ブロッ
ク604は図28Aの測距パルス（典型的にはCUによってそれ
ぞれのフレームで送信されたバーカーコードのコピー）
の回路510が実行されるプロセスを示す。マルチプレク
サ556は測距パルスの送信前にバス560の入力を選択する
ように切り替えられる。
測距パルスが送信された後、CU受信機はギャップに測
距パルスがあるかどうか、もしあるのであれば、測距パ
ルスが１つだけあるかどうかを判断する。ブロック604
は制御チャンネルを調べるための測距パルスを送信後の
テスト606へ進む。CUは、もし単一パルスがギャップに
あれば、制御チャネルのＳを送信伝達する。また、ギャ
ップになにもない場合、制御チャネルのＥを伝達する。
もしテスト606が制御チャネルからＳを検知すれば、認
証プロセスを始めるブロック608に進む。もしブロック6
06が、ギャップが空であることを示す制御チャネルのＥ
を検知すれば、測距パルスに８チップを加えブロック61
0に進み、新しい測距パルスを送るためブロック604にも
どる。処理し、そして再び制御チャネルで検知するため
テスト606へもどる。このループは、単一パルスが制御
チャンネルで検知されるＳか、衝突のＣが検知されるま
で続くのである。CUはギャップに２つ以上の測距パルス
を検知すれがＣを送る。
テスト606がＣを検知する時、ブロック614によって象
徴されるような競合解除プロセスを始めるためにブロッ
ク612に進む。競合解除は、ただ１つだけのパルスがギ
ャップで見つかるか、パルスが検知されなくなるまで継
続する。もし、競合解除の結果として、パルスがギャッ
プで見つからないなら、25CUは制御チャネルにＥを送
り、ブロック616へすすむ。そこで、処理し測距パルス
を８チップ動かす為ブロック610へと進み、処理は同じ
事を繰り返す。
望ましい認証プロセス 認証はギャップにある１つのRUから測距パルスを検知
したという制御チャンネルのメッセージをCUが送るとき
に始まる。両方の実施例で、複数のフレームのギャップ
が認証コードを送るために使われる。同期しようとして
いたそれぞれのRUが図29のステップ606で制御チャネル
の上に「Ｓ」を検知する。図29はCUがギャップで１つの
RUから測距パルスを検出し、ブロック608に示される認
証プロセスに進むことを示している。認証が行われるに
はいくつかの可能性がある。図30のフローチャートは認
証コードを送るためにパルス位置変調を使う実施例を示
している。この実施例で、同期する事を試みていたそれ
ぞれのRUがひとつの測距パルスを８フレームのそれぞれ
のギャップに、それぞれのギャップごとにあるパルスの
位置を変えながら送る。前に述べられた別の実施例で
は、RUは、すでに決まっているシーケンスではなく、８
フレームの認証シーケンスのギャップにバーカーコード
を送ることによる、バーカーコードシーケンスを送る。
それぞれのRUが独自のシーケンスを持っている、しかし
すべてRUは認証シーケンスのギャップの半分だけの間に
パルスを送る。
望ましい競合解除プロセス 図30に、二つ以上の測距パルスがギャップで認知され
た時の、図28Aのブロック510に示されている回路によ
る、RUモデムの望ましい競合解除プロセスのフローチャ
ートが示されている。認証プロセスはブロック608に始
まり、すぐに620に進む。そこで、GUはギャップに１つ
のRUからの測距パルスを検知した事を示すＳを送る。こ
の時点では、どのRUであるかは明確でない。認証プロセ
スの目的は、どのRUがギャップにあたったか判断し、そ
のギャップのある遅延において遅延を凍結するのに、そ
のRUを通知することである。RU識別を決定することにつ
いてのプロセスを始める前に、CUは、GUが８つのチップ
中央のギャップの真ん中から見た測距パルスを分離した
チップの数を足すか差し引くように動かすコマンドを、
測距しているすべてのRUの制御チャンネルに送る。ブロ
ック620には、RUへの送信コース調整データが測距パル
スを中央に持ってくるフェーズが示されている。他のRU
からの測距パルスも位置を移動する時にギャップにある
が端にあるかもしれない為、そのパルスもまたギャップ
中央の８個のチップに到達するかもしれないのである。
認証がただ１だけの測距パルスがギャップにあるのを必
要とするので、いわゆる「エッジパルス」あるいはギャ
ップにある隣接物をブロック620で見ているのである。
前に検知された１つのパルスのほかに探すということで
ある。これは本当に１つだけの測距パルスがギャップに
あり、あいまい性を避ける為になされているのである。
すなわち、GUは、本来ギャップの中で中央８個のチップ
の外にあったが、その後中央の８個のチップに到達した
他のRUパルスを検知するということである。それは本来
中央の８個のチップで検知されたパルスの位置がギャッ
プの中央に移動した後に到達したか見極めるのである。
GUはまずこれらのギャップで検知された測距パルスで移
動したものを探すのである。この状況により、制御チャ
ンネルでＳを送信し、十分に中央の８個のチップのうち
のチップ０に到達できるようになる。そこで、次の段落
にあるようにテスト622は２つ以上のパルスを探すので
ある。その後、CUは本来の測距パルスを他の端に移動す
るよう、すなわち、中央８個のチップのチップ７に移動
するよう命令する。それでテスト622のプロセスは繰り
返される。
テスト622によって、中央の８個のチップに２つ以上
の測距パルスがあるかどうか判断される。このテストは
中央の８個のチップにある測距パルスを数え、その位置
を判断する。もし中央の８個のチップにある測距パルス
の数が１よりも大きければ、CUは制御チャネルにＣを送
信する。この送信は衝突状態を意味し、ブロック624に
象徴されるように、すべてのRUを競合解除プロトコルへ
と進むことになる。もしテスト622がパルス数が０であ
ると決定するか、中央の８個のチップにある単一パルス
の位置にポジションエラーがある場合、テスト626が行
われる。このテストは再試行の数が最大許容数を超えて
いるかどうか判断するために行われる。もし超えていな
ければ、再度ブロック620で制御チャネルRUへの新しい
コース位置アライメントデータを送るために行われる。
もしテスト626で再試行の数が最大限を超えているな
ら、ブロック628のプロセスが行われる。このプロセス
の間、CUは制御チャネルにギャップが空であることを意
味するＥを送信する。これにより、同期を試みているす
べてのRUを測距プロセスへと戻し、図29のブロック600
からやり直す。
ひとたびテスト622がギャップにただ１つのRUの測距
パルスが中央８個のチップにあると判断されると、処理
はテスト630に進む。これは測距パルスであると判断さ
れていたものが、実はｙノイズであったか判断するテス
トである。このテストは、少なくとも３のうち２つの測
距パルスが、測距パルスがギャップの中央の８個のチッ
プの中で極左エッジと極右エッジ、真ん中に移動するよ
うに命令された時、受信されたかどうか判断することに
よって行われる。測距パルスがこの３ポジションの少な
くとも２つにおいて検知され、誤警報がない場合、処理
はブロック632に進む。もし誤警報が検出されたなら、
処理はテスト626へ戻り、測距パルスを配置し始める。
ブロック632に象徴されるのは制御チャネルにＡを送
信するCUのプロセスである。これは同期を試みているRU
すべてに認証コードを送るよう指示する。従って632
で、State＝Authを示し、CUがギャップにあるパルスのR
Uの認証ID（AUID）の絶対的な要求を送信していること
を意味する。その返答として、すべての同期をしようと
しているRUはAUIDを４つの測距パルスの形で送信する。
これはスーパーフレームの次の４つのフレームそれぞれ
のギャップの間に起き、それぞれの測距パルスがギャッ
プの中央８個のチップのうち特定の位置にある。CUで
は、これら認証スーパーフレームにある４つのギャップ
の間の位置とシーケンスから、どのRUがギャップにあた
ったのかを意味する。これはブロック632にある「それ
ぞれのギャップ［１つのSF、パルス位置はNo.1−７にな
る］で１つのパルスを探しなさい」という記述を意味す
る。ブロック632に続くステップは、このプロセスでエ
ラーを調べるだけのことである。特に、テスト634がパ
ルスカウンタのカウントで数を増加させるフレームの終
わりの度に行われる。それはパルス数がスーパーフレー
ムの終わりに４になったかどうか判断するために行われ
る。もしパルス数が認証スーパーフレームの終わりに４
であるなら、テスト634はテスト636へと進む。ここで、
CUは、制御チャネルに、認証が終了した事を示すFAEメ
ッセージを送信する。そして送信したRUの認識のため
に、制御チャネルにAUIDコードを送る。AUIDは０−７か
らの４つの数の順序になる。これらの数はそれぞれの測
距パルスが見つかった認証スーパーフレームのギャップ
で中央の８つのうちどのチップであるかを示すものであ
る。それぞれの同期を試みているRUは、この４つの数の
列をAUIDの４つの数と比較する。もし数が一緒であれ
ば、そのRUはギャップに当たった事に成功したというこ
とがわかるのである。このRUはギャップの８個の中央の
チップの中心に測距パルスを入れる数において、伝送遅
延タイミングを凍結させるのである。そこでステップ63
8へ進み、認証が終了した事を意味するのである。
もしテスト634で、認証スーパーフレームでのギャッ
プが終了した後、パルス数が３以下であると判断する場
合、処理はテスト640へ進む。テスト640では再試行の数
が最大許容数を超えているかどうか判断する。テスト64
0はプロセスをブロック632へ戻して認証スーパーフレー
ムのギャップにパルスを探す。スーパーフレームが終わ
り、そしてパルス数が３以下であるまで、その位置を記
録するのである。いくつかの実施例ではAUIDを送信して
いるRUのあるスーパーフレームのいくつかを許すことが
できる。結局は、再試行の数は最大限を超え、処理はブ
ロック640からテスト642へと進むのである。ブロック64
2では、CUは制御チャネルにＥを送信する。返答とし
て、同期を試みているすべてのRU測距プロセスに戻るの
である。
同じように、テスト634での認証スーパーフレームの
カウントが４を超えると判断されるか、結果としてそう
なった場合、または、エラーが起こったり、あるいは、
別のRUがギャップの測距パルスを動かす場合、もし、い
ずれかのそういった場合、テスト644が行われ、再試行
の最大値に達したかどうか判断するのである。もしそれ
以外の場合、処理はブロック632に戻る。典型的には、
２個以上の認証スーパーフレームでRUがそれぞれのスー
パーフレームのAUIDを送る事を認められている。結局
は、いくつかのスーパーフレームの後、まだブロック63
6へ達していない場合、テスト644はテスト646へ進むよ
う差し向けるのである。ここで、CUは制御チャネルにＣ
を送信し、衝突が起こり、その結果RUを競合解除プロト
コルに戻らせるのである。
図31では、測距することとCU側での競合解除プロトコ
ルはフローチャート形式で詳述されている。測距するこ
とは、ブロック650でCUが独自のバーカーコードを送る
事から始まる。このバーカーコードは独特のパターンを
持ったデータである。データパターンがRUで受信される
時、プログラム出来る遅延を課した後CUにはね返され
る。プログラマブルディレイは測距プロセスで測距「パ
ルス」での形ではね返されるバーカーコードがギャップ
に当たるまで調整されるのである。ブロック652がCUに
よって実行されたプロセスを示している。このプロセス
はRUの測距パルスが当たったかどうか判断するためにギ
ャップをモニターすることからなっている。このモニタ
リングは普通ギャップで受信されたいかなる信号と元来
送信されたバーカーコードの間の相関関係計算を行うこ
とによってなされる。しかしながら、他の実施例では、
それはノイズのある環境のもとで効率的な閾値比較等の
ようなモニタリングの形式でも行える。鋭い、あるいは
強力なパルスの閾値モニタリングは望ましくない。なぜ
なら鋭いパルスはフーリエ（Fourier）コンポーネント
の広範囲なバンドではじける傾向があるからである。さ
らに、ノイズができる以上に立ち上がる強力な測距パル
スは、アライメントが成し遂げられる前に、他のRUから
のペイロードデータと偶然にも一緒に着信して、そこで
干渉することがあるのである。テスト654は、相関関係
計算あるいは他のモニタリング活動の結果の診断を示し
ている。これはギャップにパルス検知されたかどうか判
断するものである。もし検知されなければ、ステップ65
6が実行され、CUが制御チャネルにＥを送信する。この
送信はギャップが空であることを意味し、RUが遅延を調
整し、バーカーコードか測距パルスを次のフレームで再
送する。ステップ656は、また、繰り返しあるいは測距
しようと試みる数を数える繰り返しスタックから１を引
く。そしてモニタリングステップ652は再び行われる。
もしテスト654が、ギャップにパルスがあると判断す
れば、テスト658へと進む。テスト658で、CUはギャップ
に２つ以上の測距パルスがあるか判断する。もしギャッ
プにただ１つの測距パルスがあるなら、ステップ660が
実行され、CUが制御チャネルＳを送信する。この送信
は、認証プロセスを始めるために、すべての測距してい
るRUを示す。
もし２つ以上の測距パルスがギャップで検知された場
合、ステップ662が実行され制御チャネルにＣを送信す
る。この送信はRUに競合があることを示す。その送信で
競合解除プロトコルが実行される。そしてCUは繰り返し
スタックがフルの状況であるかどうかを確認する。繰り
返しスタックは、競合解除といくつかの実施例において
同期を試みているRUすべてのより一層の速い測距の目的
で測距する回数を把握する為に使われる。スタックは１
ずつ増加し、テスト664で繰り返しの最大値に達したか
どうか判断するためにテストされる。まだ達していなけ
れば、処理後再び次のフレームの間に伝送された測距パ
ルスのギャップをモニターするためにブロック652に戻
る。もし繰り返しの最大値に届いた場合、ステップ666
が制御チャネルにＲを送信するために行われる。この送
信はすべてのRUをリセットし再び測距プロセスを始め
る。
図32は、バイナリツリーアルゴリズムを使用している
RUによって実行されている測距プロセスのフローチャー
トである。プロセスは、フレーム同期でない１つ以上の
RUで始まる。しかしながら、これらのRUはCUにデータを
送ることが可能になるようフレーム同期を成し遂げるこ
とを望んでいる。これらのRUは最初CUからの制御チャネ
ルに送信するため、受信器を同期させなくてはならな
い。最初にそうすることによって、測距プロセスの間の
動きをコントロールするCUからのステータスコマンドを
受け取ることができるのである。RUはCUからの援助なし
に、またはCUへの送信の必要なしに、CUが自ら送信でき
るよう同期することができるのである。これは定期的に
送信されるCUからのフレーム毎のバーカーコード信号か
らのシステムクロック信号を取り戻すことによってなさ
れるのである。一度信号が取り戻されると、テスト668
で制御チャネル信号が受け取られることができ、測距を
始めることができると判断する。これが起きるまで、工
程670がとられRU受信機がCUに同期し交信を受信できる
まで672とブロック674を待機させるのである。
RU受信機の同期に達したとき、ステップ676で若干の
任意の遅れを選んで、そしてその遅れを利用して測距パ
ルスを送り出す。テスト678でその後、制御チャネル信
号のスイッチを入れ、CUの状態を判断するのである。も
しCUがギャップで測距パルスを検知しなかったなら、制
御チャネルの上にＥを送信する。それぞれのRUが、ブロ
ック680に象徴されるように、８つのチップ時間を加え
ることによってその遅れを変え、別の測距パルスを送る
ステップ676に移行する。このプロセスは、１つあるい
はもっと多くのRUが、測距パルスがギャップに到着する
ように、遅延をセットするまで継続される。もしCUがギ
ャップで単一パルスを検出したなら、それは制御チャネ
ルの上にＳを送信する。RUはこの送信を認証コマンドと
して解釈する。その後それぞれのRUが前述されているよ
うに、認証プロセスを始めるステップ682に移行する。
基本的に、認証プロセスはRUがその認識コードを送るこ
とを伴う。認識コードは、複数のフレームのギャップに
ある中央の８個のチップの測距パルスの独特のシーケン
スか、あるいは複数フレームのギャップで測距パルスの
有無の独特のシーケンスとして送られる。
もし複数のRUが同じギャップを当たれば、テスト678
でCUが制御チャネルにＣを送信していることを検知す
る。この送信はRUが、ブロック684に象徴されるよう
に、競合解除プロトコルを行う必要があることを示すの
である。テスト686に象徴されるように、それぞれのRU
が継続するべきであるかどうか決定するために「コイン
をひっくり返す」のである。そして結果を調べる。もし
RUが継続しないと決めるのであれば、RUでの処理はテス
ト688に移行する。ここで、RUは制御チャネル信号のタ
イプを判断する。もしＥが送信されているなら、それは
測距しているすべてのRUが停止することに決めたと意味
する。処理が再び「コインをひっくり返す」ステップ68
6に戻る。もしテスト688で他の信号が受信されていると
判断すれば、処理がブロック672に戻り、測距プロセス
はそのRUのために始めからやり直す。
もしコイン投げが、RUが測距し続けることに決めると
いう結果になるなら、ステップ690が別の測距パルスを
送るために行われる。そこでテスト692が行われ、制御
チャネルからCUの状態が何であるか判断される。もしCU
がギャップにパルスを検知しなかった場合、測距パルス
を動かすためステップ694が行われる、すなわち、転送
フレームのタイミングの遅れを調整し、再度施行するの
である。したがって、処理がステップ672を通してテス
ト668に移行する。もしCUがＣを送信しているなら、１
以上のパルスがギャップで検出されている。すると処理
が測距を続けるべきかどうか決めるために、再度コイン
をひっくり返すステップ686に戻る。もしテスト692が、
CUがＳ、あるいは認証コマンドを送信していると判断す
れば、処理が認証を始めるステップ682に移行する。認
証の後に、CUは微同調コマンドを制御チャネルに送る。
これらのコマンドはちょうど認証をしたRUに送られる。
コマンドはこのRUがギャップの中央にその測距パルスの
位置を調整するために送られるのである。
図33は２進値スタックによる望ましい測距と競合解除
のプロセスのフローチャートである。このプロセスはア
ライメントを成し遂げることにおいてわずかにバイナリ
ツリーアルゴリズムより速い。これはこのプロセスでRU
がいずれの繰り返しの上で「失敗した」か覚えているか
らである。すなわち、競合のあとのコイン投げがRUが測
距するのを止める事を起こすからである。プロセスは制
御チャネルを聴取するステップ698で始まる。ＣがCUか
ら送信される時、ステップ700でバイナリースタックを
０に初期化される。このスタックは、コイントスの結
果、測距を中止することになった時の繰り返しの数を把
握するのに使われる。次にステップ702で、継続するべ
きかどうかについての判断をするために「コインをひっ
くり返す」。もし決定が継続しない場合、ステップ704
でスタックにスタックの数＋１を設定することによりス
タックを押し下げる。それから、テスト706が制御チャ
ネルで再び聴取し、そしてCUの状態を判断する。もしま
だ競合があるなら、ステップ704が再びスタックを増加
させるために行われる。もしテスト706でCUがギャップ
が空であるかギャップに単一の測距パルスがあるという
判断がされれば、ステップ708が行われる。それはスタ
ックをはじくために行われる、すなわち、ステップ708
においてスタック値−１にスタックを設定するのであ
る。次に、テスト710でスタック値が０になったか判断
するために行われる。もしそうなら、処理が測距を再び
始めるべきかどうか決めるために再びコインをひっくり
返すステップ702に戻る。もしテスト710でスタックがゼ
ロに達しなかったと判断するなら、テスト706が制御チ
ャネルを聴取するために再び行われる。
ステップ702の考察に戻って、もし元来のコイン投げ
がRUを測距し続けることに決めたなら、ステップ712が
測距パルスを送るために行われる。それでテスト714でC
Uの状況を判断するために制御チャネルが聴取される。
もしＣが送信されているなら、１つ以上のRUがギャップ
にあり、処理が再びコインをひっくり返すステップ702
へと戻る。もしＥが送信されているなら、ギャップはか
らであり、次の測距パルスのための遅れはパルス＋８の
チップを動かすことによって調整される。同じく図29の
ステップ600に移行することによってステップ716の測距
プロセス再開するのである。もしテスト714でCUが、単
一パルスがギャップで見つかったことを意味するＳを送
信していると判断するなら、処理はステップ718へ進
み、認証プロセスを始めるのである。
望ましいRU受信機ブロックダイヤグラム 図34は望ましいRUとCUモデム受信機の編成のブロック
ダイヤグラムである。直交（quadrature）振幅変調結合
搬送波（quadrature amplitude modulated combined ca
rrier）が同軸ケーブル24あるいは他のメディアの受信
機に到達する。RF同期復調器セクション750が同期して
図26にあるような検出器を使用しQAM変調を検出する。
またRU受信機のケースで、CUからのパイロットトーン
（pilot tone）の位相と周波数を同期させられたライン
762での局部発振器シグナルを使用する。CUのケースで
は、それぞれのタイムスロットに送った前文のデータに
同期させられる。RF復調器750はすべてのタイムスロッ
トでチップ振幅情報を運んでいるライン752にアナログ
信号を出力する。RFセクション750は同じく通過帯域フ
ィルタを含む。このフィルタは、チップデータを伴っ
て、そして６メガヘルツのバンド幅を持つバンドの周波
数の中心にある、中心周波数を持っている。RFセクショ
ンは同じく増加制御入力がライン758に結合している可
変的な増加増幅器を含んでいる。これは自動増加制御回
路756に結合される。AGC回路は固定した間隔で作動し、
そして入力信号があらかじめセットされた閾値を超えた
数を数える。それはまたあらかじめセットされた閾値を
下まわった数も数える。カウンターが間隔の最初におい
て負の値にあらかじめセットされる。閾値を超えるたび
に、カウンターが増加する。もしカウンターが間隔の終
わりにゼロまで数えたなら、AGC増加は正しく設定され
ているのである。正の値が減少した増加を指示し、負の
値が増加を増やすよう指示する。
ライン752のシグナルはA/Dコンバータ754によってデ
ジタル情報に変換される。A/Dコンバータは、公知の事
実で知られているように、IFサンプリングを行う。これ
は参照にその論文が含まれているコリンバーグ（Colinb
erg）によって初めて記述された。サンプリングレート
は記号期間で４回である。IFサンプリングを使うことに
ついての利点は、それが１つのA/Dコンバータでサイン
とコサイン搬送波両方をサンプルする事が出来るという
ことである。他の実施例では、２つのA/Dコンバータが
使われる事もあり、それぞれが記号周期より十分に大き
なサンプル率を持つのである。
A/Dコンバータ754から出力されるデジタルデータの信
号のゲインは自動増加制御器（AGC）756によって調べら
れる。もし振幅が十分に高くないのであれば、AGC回路
は、RFセクションで可変増加増幅器のゲインを上げるた
めにライン758に信号を生成する。RFセクションはライ
ン762で局部発振器搬送周波数シンセサイザー760につな
がれる。それは送信機によってサインとコサイン搬送波
の周波数と位相のあった局部サインとコサイン搬送信号
を受信するためにつながれる。それはメディアによって
運ばれたRF信号にQAMがチップを変調するため送信機に
よって使われる。
バス760でデジタルで表わされているQAMの変調データ
のサインとコサインコンポーネントのフェーズ分離は整
合フィルタ761によって行われる。整合フィルタはフィ
ルタを２つ備えている。この２つのフィルタは、図46の
形成フィルタ／変調器570で1134と1136フィルタの方形
二乗余弦フィルタの特徴のミラーイメージの特色をも
つ。整合フィルタは受信信号で直行する現実と架空コン
ポーネントを切り離し、図34と図38のバス906と908を介
してフレーム探知器に伝達する。整合フィルタのフィル
タ特徴は、バス1090のCPU405からのデータによって確立
される。望ましい実施例では、バス840の整合フィルタ7
62の出力はFFE/DFEフィルタ764によってフィルタされ、
このフィルタはプリカーサとポストカーサの符号間干渉
を減らすための機能を果たす。FFE/DFEフィルタ764は図
37の構造を持ち、FFEとDFE均等化器のそれぞれは調整可
能なFIRフィルタである。調整可能なFIRフィルタと本願
で明らかにされている回路の他のデジタル信号処理コン
ポーネントの多くは、参照に記載されているエリオット
（Elliott）のデジタル信号処理：エンジニアリング応
用のハンドブック、（Academic Press,Inc.San Diego,1
987）,ISBN 0−12237075−９からのもので、そこに詳細
が論じられている。望ましい実施例では、FFEフィルタ7
64はバス769のデータをフィルタするためにサーキット7
65と767の間にある。
次に、データの拡散が戻され、送信機で起きたコード
シャッフリングを元どおりにするため、対応するタイム
スロットの中へ適切なデータのリアセンブリが行われ
る。このプロセスでの最初のステップはCDMA MUX766に
よって達成される。このマルチプレクサは入ってくるデ
ータを、図28Aの送信機のCDNA MUX527で使用されている
移行コード行列CTで積算する。結果として生じた拡散を
戻されたデータはバッファメモリ768に個別のコード積
算の順序で保存される。CDMA MUX766あるいは制御論理1
082が、バッファ768が連続的にバス776に、CDMA MUX766
に出力された拡散を戻されたデータを保存するために適
切な読み取り／書き込み制御信号を作り出す。ディシャ
フラー回路770はバス772に、送信機のコード多様性シャ
フラー506によって受けられたのと同じだけのタネの数
を受ける。タネの数は制御チャネルに送られ、そしてCP
U405により回路770に中継される。ディシャフラーは同
じ擬似乱数を生成するためにタネの数を使い、送信機か
らシンボル時のそれぞれの間にこのシードから生成され
たのと同じ擬似乱数を生成する。（受信機チップクロッ
クがフレーム探知機882と制御ループ781によって実行さ
れたプロセスによって、送信機チップクロックに同期す
る。）この擬似乱数はアドレスバス774で読み取り、適
当な読み取り／書き込み制御信号とともにバッファ768
のアドレスポートにつながっているアドレスポインタを
生成するために使われる。読み取りポインタによって示
されたアドレスに保存されたデータは、その後バス795
のバッファによって出力される。このバスはスイッチ／
マルチプレクサ791の２つの入力のうちの１つにつなが
れる。アドレスポインタが、データをシャッフルする
時、送信機と同じシーケンスで生成されるので、バッフ
ァ768から読み込まれたデータは、拡散を戻されたデー
タをタイムスロットの連続的な順序に戻すために、正し
いシーケンスで読み上げられる。
バス772の回路770をシャッフルするコードによって受
けられた他のデータは、RUに割り当てられたタイムスロ
ットを示すTssデータと、どのコードが留保されていてR
UあるいはCUに使われることができないのかを示すRIで
ある。
もし受信機がRUにあるなら、CUはRUへ送られるコード
ホッピングデータを使用しないので、このディシャッフ
ルする作業は、必要ではない。したがって、いくつかの
RU受信器の実施例では、バッファ768とディシャフラー7
70が存在しないのである。他の実施例では、それらは存
在するが使われることはなく、スイッチ791が、バッフ
ァ768の周りのCDMA MUX766からのバス776で拡散を戻さ
れたデータを、直接増幅器788の入力の中に導くのであ
る。ライン793の上のRU/CU信号が、バッファ768のデー
タ出力バス795かバス776が増幅器788の入力789につなが
れるように、スイッチ791の状態を制御するのである。
もし受信機がCUにあるなら、バス795はバス789につなが
れ、受信機がRUにあるなら、バス776がバス789につなが
れる。
いくつかの実施例で、バス776の拡散を戻されたデー
タは、同時に隣接したコード間の干渉の量を判断するた
めに機能し、すべてのRUとCU受信器と送信機が同じクロ
ックに同期できるよう、クロック再生の役割もするクロ
ストーク検出器によって読まる。隣接した巡回な、直交
したコードでコード化されたチャネル間のクロストーク
は常に隣接するチャネルから来て、それは隣接した巡回
なCDMAコードでコード化されたデータが、時間通り正確
に到達しない時に起こるのである。言い換えると、クロ
トークがゼロであるためには、シンボルの最初のチップ
が１つのチャネルに信号を送り、巡回なCDMAで拡散され
て受信機に到達するクロックタイムが、隣接チャネルに
信号を送り、隣接した巡回なコードで拡散した隣接する
チャンネルに送信されたシンボルの最初のチップのクロ
ックタイムと正確に同じでなくてはならない。１つのチ
ップ時計のずれが、隣接した巡回なコードが右手に１つ
ずれて生じるので、完全な重複と完全なクロストークを
意味する。ずれや１つ以下の完全なチップクロックの不
整合が若干のクロストークが存在することを意味するの
である。クロストーク探知器は、すぐに先行しているチ
ャネルでコード化されている対応するチップの振幅か
ら、現在処理されているチャンネルのチップの振幅を引
くことによってそれぞれのチャンネルのチップに影響を
及ぼしているクロストークの量を検出する。
これらの代わりの実施例では、クロストークの量はク
ロックトラッキング誤りとして、ライン782にクロック
位相／周波数補正電圧を出力する制御ループ論理781に
送られる。この信号はライン786にチップクロック基準
信号を生成する電圧制御水晶発振器784の位相／周波数
制御入力につながれる。このチップクロック基準信号は
スイッチ787の１つの入力につながり、その他の入力は
8.192メガヘルツでの外部のクロック基準信号を受け取
るためつながれる。CPU405からのライン791の切換え制
御信号はスイッチ787が、ライン786か789でチップクロ
ック基準信号が位相ロックループ（PLL）880にバス793
の出力とするのか否かを制御する。このPLL880はライン
793で、バス888で時間軸発生器886に供給される114.688
メガヘルツと57.344メガヘルツの２つの出力信号を生成
するためにクロック基準信号を積算する。時間軸発生器
はシステムの同期のために必要とされる種々のクロック
信号を生成する。
しかしながら好ましい実施例において、クロック再生
が、RUで図38の微同期回路を使ったフレーム検出器882
によって行われる。この回路は図34のライン900でクロ
ックステアリング追跡誤り信号を生み出す。このクロッ
クステアリング信号は制御ループ781でインテグレータ
のデジタル同等物への入力であり、vcxo784を含む位相
ロックループのループフィルタの役をする。集積化にお
いて平均化する過程はランダムノイズを削除する。集積
誤り信号は、ライン782のクロック位相ステアリング信
号としてライン786にクロック基準信号を生成するため
にvcxo784の誤り信号入力に出力される。
AGC756によって全体的な自動ゲイン制御修正がされる
が、ネットワークの上の多くの異なった位置にある多く
の異なったRUからのデータが受けられる。種々のRUとチ
ャネル損傷からの異なった路長損失によって起こされた
振幅相違によって引き起こされた上流の受信データの解
釈で誤りを最小にするために、別個のゲイン調整修正が
それぞれのRUのために望ましい。これは、前述されてい
るように、それぞれのタイムスロットのペイロードデー
タが特定のRUに割り当てる前に、それぞれのRUから周知
のデータの前置きを伝達することによって成される。そ
れ故に、可変ゲイン増幅器788が個々にそれぞれのタイ
ムスロットのデータを増幅するために使用される。制御
ループ論理781は、バス792と794で受けられた入力に基
づく増幅器788にライン790の望ましいゲイン信号を送る
ことによって、この過程を支援する。バス792の入力
は、現在どの特定のタイムスロットのデータが増幅器78
8の入力789にあり、ディシャフリング回路770によって
生み出されたかを明らかにするデータである。制御ルー
プ781は、また制御論理1082とCPU405からの入力を受
け、いつ特定のタイムスロットの前置きのデータが受け
取られているか示す。バス794の入力は、128のペイロー
ドチャネル（あるいはいくつかの実施例では）すべての
144のチャネル）それぞれの個別のゲイン調整と位相誤
り補正数を保存するメモリー796によって生み出され
る。
前置きのデータ受信の間に、制御ループ781は、スラ
イサ誤りを、上にある上流搬送波再生誤り補正率等式
（等式（５））で振幅誤りと位相誤り係数を調節するこ
とによって可能な限り低い値に下げる反復のプロセスを
実行するために、スライサ800、G2増幅器788と回転増幅
器765と協力する。特に、CPU405と制御論理1082は、前
置きのデータが受け取られている時、制御ループ781と
スライサ800に信号を送る。図34のスライサ800と図19の
スライサ／探知器466への通知がライン1086のCU前置き
の信号起動の形式をとる。前置きのデータが受けられて
いる時、制御ループは1/aとe/jφ振幅と式（５）の位相
誤り補正係数をセットし、G2増幅器788と回転増幅器765
に、それぞれ、バス790と802を通じて伝達するのであ
る。これらの回路は振幅と位相誤り訂正をするために受
信データサンプルに作用し、スライサは受け取った信号
と、前置きの間に受け取られるべきデータを知っている
３−ｊ位相空間の点と比較する。実際受信されたデータ
と３−ｊ地点の間の振幅と位相誤りは、バス798で制御
ループ781へ出力される。制御ループ781はこれらの誤り
値を調べ、1/aとｅ−ｊφの振幅と位相誤り補正要素を
適切な方角へと、スライサ誤りを最小にするように調整
する。プロセスは次の前置きの３−ｊ位相空間点のため
に繰り返す。結局は、制御ループは、バス798において
振幅と位相誤りを最小限にする。1/a and e−ｊφ振幅
と位相誤り補正要素を見出すのである。これらの値は1/
aとｅ−ｊφの振幅と位相誤り補正要素として図34と図1
9の記憶装置796に記録され、これらの要素は、この特定
のRUに割り当てたタイムスロットデータを受け取ること
に使われる。プロセスは、RUが新しいタイムスロットに
割り当てられるたびに繰り返される。
前置きのデータの上流での同期に関して上述されたプ
ロセスは、上流の搬送波の再生同期をおこす。フレーム
同期とチップクロック同期が、図38にある粗調整かつ微
調整の回路を使った、CUのフレーム探知器882によって
上流のデータのためにされる。CU受信機がギャップがい
つであるか知っているので、CUのフレーム探知器882は
チップクロック同期をし、測距バーカーコードを見つけ
出し、フレームタイミング遅れ値Tdをどのように変える
べきかRUを指揮するプロセスを支え、測距バーカーコー
ドがギャップにあたるようにするのである。
上流データの前置きの同期の後、CU受信機制御ループ
781は、バス792で受け取られた記憶装置796にあるその
タイムスロットの振幅（1/a）と位相誤り（ｅ−ｊφ）
補正係数のアドレスポインタを生成する為に現在どのタ
イムスロットのデータが受け取られているかということ
に関する情報を使う。そして制御ループ781は双方向バ
ス794を経由して適切な読み取り／書き込み制御信号と
ともに記憶装置796にアドレスポインタを送り、受信さ
れている特定のタイムスロットの振幅と位相誤り補正係
数を、記憶装置から受け取る。制御ループは増幅器788
によって実行されたデジタル増幅プロセスと回転増幅器
765によって実行された位相誤り補正プロセスを制御す
る為に、バス790と802の上にそれぞれ振幅と位相誤り補
正係数を寄せる。
受信機がRUに位置している時、CUから受け取られてい
る複数のタイムスロットはすべて同じ場所と同じ送信機
に起源し、それ故に、それらはすべて同じゲインによっ
て増幅される必要がある。したがって、RU受信機で、記
憶装置796の必要は、単にすべてのタイムスロットでCU
のデータを受け取る特定のRUによって使われる１つの振
幅と位相誤り補正値を保管するレジスタだけである。
スライサ800は従来のデザインのものであって、それ
ぞれのチャネルのデータのゲインと位相誤り両方を測る
ための回路構成を含む。これらの誤りは受け取ったチッ
プの振幅と位相を比較するスライサの回路構成によって
測られ、図21の位相空間での合理的な点の受け取ったチ
ップが表すことになっている振幅と位相と比較する。図
21の位相空間が、シンボルの一部であり得るすべての許
される４ビットのチップを表すことを再度認識してみる
と、それぞれのチップは２ビット足す現実あるいはＩ軸
線座標と、２ビット足す仮想あるいは直交Ｑ軸線コンポ
ーネントを定義する１符号で構成されている。それ故
に、正反対な座標で、それぞれの位相空間点は振幅と位
相、位相空間を定義する結合を持っている。例えば、図
21で、チップ0010がベクトル801によって表される振幅
及び位相を持つ。そのチップ0011を想定すると、送信損
失の後、クロストークなどが復調され、復調の後のＩと
Ｑコンポーネントは、ベクトル805にあるように振幅及
び位相を持った位相空間でポイント803に投影する。ス
ライサ800の回路は、振幅及び位相誤りを数量化するこ
とに責任があり、ベクトル805の振幅及び位相を比較
し、この振幅及び位相をベクトル801の振幅及び位相と
比較して、その差からバス798の振幅誤りと位相誤り信
号を生成する。
位相回転回路は、それぞれの受け取ったチップを表わ
しているバス789で増幅されたデータを位相を回転して
受け取ったチップのために位相誤りを修正するのに調整
する。これは余弦（φ）＋ｊ正弦（φ）によってそれぞ
れのチップを表す複素数の行列積算によってされる。こ
こでφは好ましい位相修正の量である。
制御ループ781はまた、ライン806に局部発振器ステア
リング電圧を発生するためにバス798の位相誤りデータ
を使い、１つの電圧制御水晶発振器808（vcxo）による
ライン810の位相そして／あるいは3.584メガヘルツの基
準クロック出力の周波数を変更するために局部発振器ス
テアリング電圧を生成する。ライン806のクロックステ
アリング信号はパイロットチャンネル信号から得られる
搬送波トラッキング誤りである。パイロットチャンネル
信号はqpsk位相空間に座標されている時間同期シーケン
スを運ぶ。搬送波トラッキング誤りは判断による弁別器
に基づいて抽出される。搬送波再生は、AGCゲインが設
定され測距がフレーム同期を成し遂げたすぐ後に始めら
れる。ちょうど記述された搬送波再生回路は、モデムソ
フトウェアによって、それが同期で残っていることを保
証するためにモニターされ、もしロックがなくなれば、
始められるモデムの再初期設定とモデム送信機を使用不
可にする割り込みが生じる。もしクロック同期が失われ
るなら同じ事が言え、CUクロックにRU局地クロックがロ
ックし、クロック同期が失われていないようにクロック
再生回路構成がモニターされる。
一度、搬送波再生が成し遂げられると、パイロットチ
ャンネルで暗号化されたキロフレームデータは、RUモデ
ムレジスターとソフトウェアをCUフレームを数え始める
のに初期化することができるようなキロフレーム同期を
成し遂げるために再生される。それは、RUモデムレジス
ターとソフトウェアをCUフレームを数え始めるのに初期
化することができるように、同期を成し遂げ、どのフレ
ームの間に、CUメッセージからのどの割り当てられたコ
ードが使われたかという事を把握する為にCUフレームを
数え始める。RU受信機は、bpsk位相空間を使っているパ
イロットチャンネルの同期シーケンスデータを復号す
る。CU送信機は、一回にとられるビットの疑似乱数的同
期シーケンスとしてパイロットチャンネル信号を生み、
bpsk同期されて、そしてチャネル１に、シンボル毎に１
ビット、あるいはフレーム毎に３ビットで送信される。
RUは下記に記述される方法で、局所的に、それに合った
疑似乱数的シーケンスを生成する。図34のRUフレーム探
知器882と図19の513は復調し、そして入ってくるビット
を復号して、それ自身の合っている疑似乱数的シーケン
スと比較する。それぞれのビットがbpsk位相空間で２点
を定義する２つだけの可能なデジタル値を持っているの
である。もし入ってくる点がこれら２点の１つから位相
で回転させられるなら、回転は搬送波位相誤りであり、
バス900と806を通って、それぞれ制御ループ781とvcxo8
08に伝達される搬送波位相ステアリング信号を生むため
に使われる。キロフレームは1024フレーム長である。ビ
ットが受け取られる時、局所の疑似乱数的に生成された
シーケンスと比較される。もしコミュニケーションが完
ぺきであり、フレーム同期が完ぺきであるなら、同期シ
ーケンスの入ってくるビットは正確に局所で生成された
シーケンスに合うのである。装置が不適合の数を数え、
もしそれが閾値よりも少ないのであるなら、フレーム同
期が想定され、そして誤りはチャネルのノイズに帰すも
のとされる。もし誤りの数が閾値を超えるなら、フレー
ム同期の損失を示す割り込みが生成され、再初期設定が
始められる。キロフレーム目印は、同期シーケンスで16
ビットの入ってくるビットストリームから成る16ビット
のフィードバックシフトレジスタが装置に届く時同期シ
ーケンスで検出される。この状態は、同期シーケンスの
ビットの1024フレームが到着した後だけに、届くのであ
る。
詳細に、図52に、フレーム同期をモニターし、そして
パイロットチャンネル同期シーケンスのキロフレーム目
印を検出するフレーム探知器の回路を示している。bpsk
パイロットチャンネルデータはライン906で入り、スラ
イサ1320で検出される。スライサの出力は、装置1326の
ライン1324の上のあいまい性信号の順に位相のあいまい
性を修正するために選択的にデータを逆転する排他的論
理和ゲートの最初の入力につなげられる。（搬送波は偶
然に180度位相外れにロックしすべての局所で生成され
た疑似乱数的シーケンスのビットが入ってくるシーケン
スビットの正反対になるかもしれないのである。）装置
に制御されているスイッチ1326がライン1328の最初の16
クロックサイクルの16ビットフィードバックシフトレジ
スタ（FSR）1330に入力するデータを選ぶ。FSRは図34の
時間基準886からのライン1332のクロック信号のシンボ
ル毎に１つ刻む。最初の16の入ってくるビットが搬入さ
れた後、マルチプレクサは装置によってxorゲート1336
の出力のライン1334のフィードバックデータを選ぶため
に切り替えられる。その入力はFSRの２つのMSBのアウト
プットにつながっている。FSRは、入ってくる同期シー
ケンスに合うことになっているビットのシーケンスを生
成するために局所擬似乱数発生器の役を務める。ライン
1334の上のフィードバックデータは、次にシーケンスで
入ってくるビットの予想を勤め、xorゲート1338の１つ
の入力に入れられる。他のこのゲートの入力は同期シー
ケンスの実際の入ってくるビットを受け取る。またフィ
ードバックビットは、さらにその状態を変えるためにス
イッチ1326を通じてFSRに戻される。xorゲート1338は、
ライン1334で予想されたビットが実際の入ってくるビッ
トと合った時、ライン1340にゼロを出力する。ラインの
1340でのゼロは誤りカウンター1342を稼動しないし、誤
りカウントの上昇が起こらない。もし予想されたビット
が実際のビットと異なる場合、誤りカウンター1342は次
のシンボルクロックで稼動し、カウントが増える。タイ
マ1344は誤りカウントがとられる間隔を制御する。バス
1344の誤りカウントは装置1326によって読みこまれ、フ
レーム同期の損失を検出し、自動的に事態を信号する為
に使われ、そして、パイロットチャンネルとフレーム同
期を再取得しようと試みるのである。再初期設定は、装
置からのフレーム同期の損失を受信した時、ソフトウェ
アによって始められる。再取得は、キロフレーム同期が
再び成されるまで絶えず再試行されるのである。
図53はフレーム同期をモニターする装置1326の装置図
である。装置はスイッチ1326を制御することにより、真
の状態1352を取得し、それは、16の同期シーケンスビッ
トがライン1324のあいまいな信号によって反転させられ
ることなくFSR1330に入るのを許可するのである。そし
て必要条件が真の状態1354への移行は、ライン1344で誤
りカウントがモニターされ、スイッチ1326がライン1334
のフィードバックビットをFSR1330の入力に選ぶために
制御されているところで起きる。状態1354がそれぞれの
カウント間隔で、誤りカウントが越えるか、閾値１より
少ないかどうか判断する。もしカウントが閾値１を超え
るなら、搬送波が180度位相外れでとどまっているとい
う可能性がある。取得が逆の状態1356への移行があいま
いな信号が稼動しているところで起こり、次の16個の入
ってくるパイロットチャンネルビットを裏返し、さらに
スイッチ1326がFSRにこれらの裏返されたビットを搬入
するために制御される。次に、装置は必要条件が逆の状
態1358へと移行し、それは入ってくるパイロットチャン
ネルビットが裏返され、スイッチ1326がライン1334のフ
ィードバックビットを選択するために切り替えられ、誤
りカウントは再びモニターされる。もし誤りカウントが
再び閾値１を超えると、問題は位相のあいまい性ではな
いことになるので、パス1360が始めからやり直すために
状態1352にされ、あいまいな信号は入ってくるビットを
裏返さないように設定される。もし誤りカウントが閾値
１より少なければ、位相あいまい性が問題であるものと
され、そして、逆の状態1364へはパス1362がとられる。
装置は、FSRで生じ予想されたビットと比較された入力
パイロットチャンネルビットと共に、誤りカウントが２
番目の閾値よりも下にあるかぎり、状態1364にとどま
る。誤り率が閾値２を超えると、取得（アクイジショ
ン）が逆の状態1356へ移行され、新しい16個の裏返され
たパイロットチャンネル同期シーケンスがスイッチ1326
からFSRに搬入され、またプロセスは始めからやり直
す。トラッキングが真の状態1366は、入ってくるパイロ
ットチャンネルビットを裏返すことなしにロックされた
場合を除き状態1364と同様に働く。
前述の1024のフレームの作業の後、アウトプットライ
ン1346の状態はすべて１である。これはキロフレーム目
印である。この状態はANDゲート1348がＫ−Ｆキロフレ
ーム目印１を訓練発生器1352に送る。この回路はRU受信
機でフレームタグ数を数えるのを調整するために使われ
る。RUは、CPU405からのギャップＡ信号の発生を数える
カウンターの特徴により、入ってくるCUフレームを数え
る。望ましい実施例では、このカウンターは図34と19の
タイムベース886に位置し、バス1350、あるいはバス755
と902を通ってCPUと通信する図34のフレーム検出器882
と図19のフレーム検出器513を通って通信する。
図34のディスカッションに戻って、ライン810の搬送
波基準周波数は、周波数合成器760によって、（図24の
ライン427の搬送波に対応している）送信機のQAM変調器
で使われる局所発振器搬送波の周波数と位相が合ってい
る、ライン762の上に局所の正弦と余弦搬送波信号を生
み出すために使われる。制御ループ781とvcxo808、周波
数合成器760は、図34の実施例で図19の搬送波再生回路5
15の機能を実行するためにつながる。ライン762での局
所的な搬送波は、RF復調器セクション750につながれ、
ライン480と482それぞれで正弦と余弦局所搬送波とし
て、図26にあるような復調器で使われる。
図34の受信機は、２つのフィードフォワード均等化器
（FFE）と２つの判断フィードバック均等化器（DFE）を
使う。最初のFFEとDFEは、整合フィルタ761のすぐ後
で、そしてちょうど直交コードディマルチプレクサの前
に、回路764として結合されて示さていれる。２番目のF
FEは無関係のコードを非多重化しているオペレーション
の後にそしてスライサの前に回路765で回転増幅器と一
緒にされる。２番目のDFは回路820である。均等化プロ
セスは、下記の均等化のセクションに記述されるよう
に、これらのFFEとDFEの間の相互作用を関連づける。FF
Eの両方は、プリカーサの符号間干渉を削除するか、あ
るいは十分に減らすための役割を果たし、DFEの両方
は、ポスカーサの符号間干渉を減少するか削除するため
に機能する。
プリカーサとポストカーサISIは次のように理解され
る。もし送信機が、隣接したシンボルがからの状態であ
るシンボルから一つの一時的な信号を送信するとき、理
想的なシステムの受信機は両端がゼロである一時的な信
号インパルスを受け取る。しかしながら、チャネル損傷
のために、受信器はインパルスを受け取り、いずれかの
インパルスの端のシンボルにゼロ以外のデータがある。
インパルスシンボルに直接先行するゼロ以外のデータの
シンボルは、プリカーサ符号間干渉である。FFE回路は
この干渉を取り除く。インパルスシンボルの後に遅れず
に続くゼロ以外のデータのシンボルはポストカーサ干渉
である。DFE回路がこの干渉を取り去るのである。DFE回
路820は、入力の１つとしてバス836のスライサ800の判
断データ出力を受信し、バス842で最少二乗平均計算回
路から受け取られるタップ重さ係数によって確立された
フィルター送信機能のとおりにこれらの信号を処理す
る。結果として生じている信号は、バス846で相違計算
回路767の差入力に出力される。DFEと相違計算回路は、
未来のサンプルの予想から既に検出されたシンボルから
生じた符号間干渉のその部分を引くために結合される。
すべてのDFEとFFE回路は、適応性のタップ係数を持つ
FIRフィルタである。DFE回路820とFFE回路765は、（回
路765は均等化訓練期間の間はFFEのみであって、訓練の
後のペイロードデータ受信の間は回転増幅器である。）
最少平均平方計算回路830からバス842と838で適応性の
あるタップ係数を受け取る。FFE/DFE回路765は、バス84
4を通って、最少平均平方計算回路830からタップ係数を
受け取る。FFEとDFE FIRフィルタには、適応プロセス
に進むのに十分近い適応性のタップ係数の初期値が与え
られる。これらの設定済の係数は、バス824、821と822
を通ってCPU405から供給される。その後、係数は、従来
のプリカーサとポストカーサのISI除去タップ係数計算
アルゴリズムを使い最少平均平方計算回路830によって
変更されたバス842、838と844の信号によって適用する
ように変更される。
最少平均平方計算（LMS）回路830は、従来の方法で新
しいタップ係数を繰り返し計算し、以下の均等化のセク
ションにある方法で、FFEとDFEに相互に作用する。LMS
は初期タップ重さから始まり、FFE765とDFE820の間のタ
ップ入力信号（タップされた遅延線のそれぞれの段階へ
の入力信号）とFFE765とDFE820のタップ係数の間の渦巻
き状の合計を繰り返し計算する。ここで、これらの係数
は双方向性のバス842と838を通して得られる。LMSは、
バス836上の望ましいデータ点とバス834の受信データ点
の相違と定義された相違計算回路832によって計算され
たバス831で誤り信号を受け取る。LMSは、渦巻き状の合
計掛ける安定した値に集中する率に設定する、前もって
決定されたステップサイズを計算する為に使われる誤り
信号と対応するタップ入力信号の積算から、新しいタッ
プ重さを計算し、その結果は新しいタップ重さを出すた
めに古いタップ重さに加えられる。これらの新しいタッ
プ重さは、次の繰り返しの間にFFE764とDFE820に送られ
る。
LMS回路は、適応性のFIRフィルタ764と820に対する適
応性の係数に必要とされる変更はバス831の誤り掛ける
フィルタに入力されるデータの結合に比例している、と
いう事実に基づいて計算を実行する。換言すれば、誤り
は、受け取ったチップを表わしている複素数によって増
やされ、そのチップはその０の正弦か裏返された架空の
コンポーネントを持っているのである。
DFEフィルタは、減算器767にバス846で減法値を供給
することによってポストカーサの干渉を削除するか、あ
るいは減らす。バス846のDFEフィルタによって送られた
データじゃ、均等化訓練間隔の間にFFEフィルタ765によ
って出力されるバス769のデータから引かれる。バス834
のデータからプリカーサの干渉とポストカーサの干渉を
排除することは、スライサ800とビテルビ復号器850がも
っと良い決定を下すということにつながなり、チャネル
損傷にもかかわらず何のチップが実際に送られたかにつ
いて、もっと良い決定をするのである。LMS、DFEとFFE
回路は、その位相空間で、例えば、ただ４ポイントだけ
の単純な実施例で削除されることができる。しかしもっ
と多くの情報処理能力を得るためには、もっと複雑な位
相空間が必要とされ、そしてこのような状況で、ポイン
ト同志より近づき、そしてISI干渉が位相空間点の間に
はっきりとした弁別をするのをさらに難しくする。これ
は上に記述されたISI除去回路を必要とする。
ISI干渉補正の後、修正されたデータは、バス834を通
ってスライサ800に行く。スライサの目的は、それぞれ
のチップが位相空間でいずれのポイントを表すかに関し
て、瞬間的な決定をすることである。この決定は、制御
ループが必要とするゲインと位相誤りを生成するために
下される。さらに、それはバス836の上に望ましいデー
タを生成することについての目的のためである。スライ
サは、この目的のためにそれぞれのチップで第４番目の
冗長ビットを利用しない。結果として、それはチップを
解釈することにおいて誤りを起こす。これらの解釈の誤
りを修正することはビテルビ復号器850次第である。
ビテルビデコーダ（ビテルビDecoders）はこの分野で
よく知られている。どのようなビテルビ復号器アルゴリ
ズムでも発明には十分であろう。好ましい実施例で使わ
れた特定のビテルビアルゴリズムを以下に与える。基本
的に、ビテルビ復号器850とメモリ852は、３次元空間を
通してパスを追跡する目的のため、それぞれのタイムス
ロットに対しての現在の、そして最終状態のトラックを
保持する。この３次元空間はＩ軸とＱ軸に直交する時間
を表わしている３番目の軸上に引き伸ばされた許される
入力点の位相空間によって定義される。それぞれのタイ
ムスロットのためにこれらの３次元空間の１つがある。
それぞれのチップで１つの冗長ビットあるいはいくつか
のビットを利用して、そしてそれぞれのタイムスロット
の状態を長い時間にわたって適切な３−Ｄ空間を通るパ
スを調べることによって、ビテルビ復号器は、より良く
情報化された判断をする。デシャフラからビテルビ復号
器へのバス792上の情報はバス836にそれぞれのコードが
受信される間にタイムスロットが送信されるようにビテ
ルビ復号器に伝えられる。ビテルビ復号器はこの情報を
タイムスロットに対する状態情報を示すようにアドレス
ポインタをメモリ装置852に生成する。これはメモリ装
置852にその分析をするためにビテルビ復合器（ビテル
ビDecoder）によって使われる状態情報を出力すること
を許す。
どんな従来のビテルビ復号器アルゴリズムでも発明に
は十分であろうけれども、好ましい実施例で、次のよう
なビテルビアルゴリズムが使われている。
（注記：以下はプログラム本体なので、コメント行のみ
記載） ブランチ距離は通常モードでは１記号の後、フォール
バックモードでは２つの記号の後計算され、それからメ
モリにストアされる。すでに計算されたブランチ距離は
パス距離を計算するために使われる。フォールバックモ
ードで、２つの記号のブランチ距離はそれぞれのQPSKシ
ンボルに対する２つの距離の自乗を合計することによっ
て計算される。復号された記号のブランチ距離は通常モ
ードでは１つのブランチ距離を得るために合計される。
発明の実施のために選んだある特定のトレリスコード
は平行パスがなく16の状態を持つ回転不変量である。
ビテルビ復号器850がバス854の上にそれぞれのタイム
スロットの正しいデータを出力した後、デシャフラ856
が、コード化とCDMA拡散の間に送信機のフレーム回路に
もともと同じデータが到着したとき、マルチプレクスさ
れたタイムスロットの時間部分にデータを再びアセンブ
ルする。デシャフラ856もまたデータをスクランブラ524
によって実行されたスクランブルの効果を繰り返すため
にデータをデクランブルする。結果として９ビットのバ
イトのTDMAストリームが連続的なデータフォーマットの
バス858上に出力される。このデータストリームでそれ
ぞれの９ビットのバイトは、この９ビットのバイトが伝
達された間、フレームの３つのシンボルを形成するため
に送信機のフレーマで元来壊れていたシャッフルされて
いない、スクランブルされていない３つのトリビットで
構成されている。
ビテルビ復号器854からの出力バス854はまた、コマン
ドと制御チャネル回路860につながれる。この回路は下
流方向のデータでコマンドと制御通信路の上に送られた
コードをストアし、あるいは処理する。
バス854の上にデータストリームからコマンドと制御符
号を選ぶために切り替え機能か、あるいは積算機能が供
給されているが、しかし示されていない。上流方向か、
あるいは下流方向のデータでアクセスチャネル上に送ら
れたコードがストアされ、あるいは処理される。これら
はバス854経由でビテルビ復号器850のアウトプットから
これらのコードを受け取るアクセスチャネル回路862に
よって処理される。コマンド制御コードデータはバス85
4経由ビテルビ復号器からC3回路860に入力される。CPU4
05はC3回路860からのアクセスチャネルコミュニケーシ
ョンとコマンドと制御データとにアクセスする。また、
バス1096経由アクセスチャネル回路862にアクセスす
る。コマンドと制御チャネルコードとアクセスチャネル
コードの処理は、それぞれ回路860と862でも実行される
かもしれない。CPUで相互作用の無い他の実施例では、
あるいはコードはただ、コードが管理部分とCPU405で処
理された制御プロセスで読まれるまで、単に回路860と8
62でバッファされるだけかもしれない。
ここで前述されたいくつかの実施例での測距プロセス
はR/Tng回路763によって援助される。この回路はCPU405
からライン759上のRU/CUシグナルを受け取る。このCPU
は回路RUあるいはCUのどちらでその機能を実行している
かどうか伝える。好ましい実施例で、回路763はただDMA
FIFOである。このDMA FIFOは測距と初期フレーム同期
プロセスの間に保護帯域でバーカーコードの配置に関す
る状態情報をストアする。この状態情報はバス883経由
でフレーム探知器882から受け取られる。このデータは
（示されない）CPU405に繋がっているメモリにバス755
上へのDMA転送を経由してCPU405に中継される。もしそ
れがRUでその機能を実行しているなら、回路763が状態
データをストアする。このデータは図7A−7C、８、９と
29−33の認証フローチャートと論点分析と測距において
RUの実施例の１つが選れたことを示したなんらかの機能
が実行される時フレーム探知回路によって生成される。
このデータは、何回測距パルスがギャップに現われた
かのようなデータを含むかもしれないし、また、送信タ
イミング時間をセットするためにバス757経由で送信機
内の測距回路510へ送られるべきデータを含むかもしれ
ない。これらのバス757上の送信機へのメッセージはそ
れぞれのフレーム（図4Bでの送信機80）で、バーカーコ
ードあるいはCUからの他の信号が受け取られた、そして
フレームタイミングリファレンスを作っている時、送信
を測距回路510に告げているデータが含められる。ある
いは、論点分析後、他の測距パルスを送信し、どのよう
に遅延要因を適合するのかのデータを含む。遅延要因は
送信フレームタイミングリファレンスをそれぞれの測距
パルス、あるいはバーカーコードを送る前に確立する。
若干の実施例で、それは何のバーカーコードを伝達する
べきかを立証する。
好ましい実施例では、コマンドでコミュニケーション
と制御装置（C3）回路860が図７−９そして図29−33の
フローチャートで詳述されるような測距、認証とメディ
アアクセス制御プロセスに関係しているメッセージトラ
フィックを受け取る。それはバス1096経由でCPU405にこ
のデータを伝達する。このようなデータは認証が必要と
されている時を示すCUからデータを含む。また、特定の
RUs認証コードを送り始める時に関するデータを含む。
回路860がギャップを打ったのはRUであるかどうかを決
定するための認証インタバルの後にCUによって放送され
た認証コードを受け取る。もしそうであるなら、回路86
0がCPU405によってメッセージを送信機に送る。このメ
ッセージは認証コード列での測距パルスを送信するため
に使われた最後の値で、フレームタイミングリファレン
スを送信するための現在値を固定するためである。また
回路763もCUからの、どのようにして送信フレームタイ
ミングリファレンスの遅延を正確にギャップ中心の測距
パルスに合わせるかという指令に対する制御チャネルを
監視する。
もし図34の送信機を示すライン759上の信号がCUで動
作しているならば、図7A−7C,8,9と29−33の測距、論点
分析、認証のフローチャートで、CUのある選択された実
施例に対して示されたこれらの機能を実行する。回路76
3はバス883上で受信されたデータをストアする。このデ
ータはバーカーコードが測距、認証の間にギャップにい
くつあらわれたか、RUはギャップをいくつ打ったか、ギ
ャップ中のバーカーコードの位置を決めるデータ、ある
いはギャップのバーカーコード位置の変更を指示するデ
ータ、ギャップ端での望ましくないパルスに対するギャ
ップを見つけるためのデータに関するものである。この
データはCPUによって読み込まれ、以下のような制御チ
ャネル上の送信機によって送信されるメッセージを生成
するために使われる。つまり“遅延をギャップ適合する
ときにコードがない、再度実行せよ”、“ギャップ中に
１つのコード”、“ギャップ注のコードを積算せよ、論
点分析に入れ”、“バーカーコードをＸチップ分左ある
いは右に移動せよ”、“認証フレーム間のギャップにお
いてXXXXXXX列を発見”、“認証インターバル間のギャ
ップにおいて活動なし、論点分析プロトコルを再度実行
せよ”等。
クロック再生 RUはシステムの基準クロックに同期されるまで測距プ
ロセスを開始できない。基準クロックはCU中で動作して
おり、ギャップ間でCUからRUに送られた下流方向データ
内でコード化される。下流方向データはフレーム間のギ
ャップ間に、RUsに対してCUによってすべてのフレーム
をおくられたバーカーコードで構成されている。RUのす
べては、この下流方向データに同期する。これは、基準
クロック信号を時刻同期、フレーム同期を活動させて取
り込むことで行われる。時刻復旧の文脈で用いられる述
語として、フレーム同期は単に、CUのフレームが開始す
るときをRUが知っているという意味である。測距あるい
は訓練目的に対して用いる場合には、フレーム同期と
は、それぞれのRUがそれぞれのRUによって送信されたす
べての記号のような測距パルスにあるギャップの中間を
打つように、拡散を取り戻すためにCUにおいて位置の違
いや、同時到着の伝送遅延にもかかわらず、それぞれの
RUにおけるある特定の送信フレームタイミングリファレ
ンスを確立させるために照合させることである。ギャッ
プ間で送信されたバーカーコードからの時刻復旧は図34
の位相ロックループ880、電圧制御発振784、位置検知器
778、制御ループ781、そしてフレーム検知器882の中の
ループフィルタを使って成される。位相検知器778はCU
から受信されたバーカーコードより発生された時刻信号
の位相をPLL880によって発生した局所時刻発振器の位相
を比較して決定し、また、バス780上での位相誤り信号
を発生する。この位相誤り信号は制御ループ781によっ
て電圧制御発振器781によって電圧制御発振器784へ通過
させられる。この発振器は、ある方向への周波数を位相
の誤りを増すように変化させるものである。局所発振時
刻の位相は時間ベース発生器886から、バス884上の信号
として得られる。時間ベース発生器はライン888上で受
信された局所発振信号から必要とされるビット時刻、バ
イト時刻、チップ時刻、その他のタイミング信号を生成
する。
均等化訓練プロセス 図45を参照すると、「訓練」を実行するためのRUsに
よって実行されるプロセスのためにフローチャートが示
されている。訓練はチャネル損傷を決定して、係数を係
数のデータ伝送がゆがめられていなくてCUに到着するよ
うに、係数の送信をあらかじめ歪ませるようプリコード
フィルタの中にセットした。好ましい実施例での、訓練
は、またモデムを最適な送信電力レベルにセットして、
微同調整タイミングアライメントを行わせる。訓練は測
距後ですぐに、そしてその後周期的に行われる。もし挿
入損失、位相応答と群遅延がチャネルのために知られて
いたなら、そしてもしパルス波形に対する散布の効果が
知られていたなら、符号間干渉は効率的に制御されるは
ずである。この制御は図34の受信機で照合フィルタ761
と図28Aの送信機中の57035によって効率的に行われる。
しかしながら、たとえこれらの特性が前もって知られて
いたとしても、特性は長い時間にわたって変化する傾向
がある。それ故、好ましい実施例では、適応均等化プロ
セスが可変的な係数をタップされた遅延ライン均等化フ
ィルタ内でのいくつかの係数を非拡散的でノイジーなチ
ャネルによって引き起こされるノイズと残余歪みの相乗
効果を正すようにセットすることで行われる。事前チャ
ネル均等化はそれぞれのRUとCU送信機で行われる。事後
チャネル均等化がそれぞれのRUとCU受信機で行われる。
これは均等化された方式が、チャネルの十分なデータ転
送容量を実現するような、符号間干渉のない歪みのない
送信に対するナイキスト基準によって現わされる理想的
な状態に近づくことを許すものである。適応均等化フィ
ルタは、タップ遅延が１チップ時間に等しいようないく
つかの実施例では、遅延ラインフィルタにタップされ
る。好ましい実施例では、事後チャネルフィルタは判断
フィードバック均等化器である。送信側と受信側の両方
で均等化フィルタは図28Aの送信機中のプリコード均等
化フィルタ563で実施される。同様に最小自乗計算回路8
30とともにFFE（フィードフォワード）フィルタ764とDF
E（判断フィードバック）820と図34の受信機中の差分計
算回路832で実施される。
均等化訓練プロセスはすべてのRUでその開始時手順の
一部として実行される。プリチャネル均等化プロセスは
あらかじめ設定されたプリコード係数、あらかじめ設定
された送信電力（図28Aのスケール増幅器564へのライン
566上での入力）と好ましい実施例でのあらかじめ設定
された微同調タイミングアライメント値をもつRU制御器
によって確立されて会しする。次に、図45でのステップ
1100はコード＃４のにデータを送信するために行われ
る。RUは均等化プロセスの間にただ最初の８つのCDMAコ
ードだけを使う。ステップ1100は二極位相偏移キーイン
グ（BPSK）を使いデータを拡散するために、どのような
バイナリデータビット列（なるべく疑似ランダム列）を
（最初の８コードは、この例として仮定されるが、連続
的巡回コードと同様の他の数になるであろう）最初の７
あるいは８つの直交拡散コードのコード＃４を使ってCU
に送信するプロセスを表わす。ステップ1102で、CUは最
初の８つの直交巡回拡散コードのそれぞれに対して、BP
SK同期的な復調の後に、受信データ信号を関連づける。
BPSKはただ２つだけの位相空間を持っている。それ故
に、CUはコード＃４と測プロセスが正しく実行されたな
ら受け取られた信号の間で成された相関から２つの位相
空間のいずれかを受け取ることを予期している。もし測
距プロセスがギャップの中心にRUのバーカーコードをう
まく調整できなかったら、その時にはRUによって送られ
た出力は他の直交周期拡散コードの１つを使う他の相関
プロセスの１つから出力されるだろう。直交周期拡散コ
ードのそれぞれは１ビット位置によって前のチップ時間
の間に使われたコードをシフトすることによって生成さ
れる。それ故に、最初の８つの直交周期拡散コードのそ
れぞれは１ビット位置と１チップ時間毎に隣接コードと
は十分異なっている。もし測距の微同調プロセスの間
に、バーカーコードが正確に真中に置かれなかったな
ら、RUによって送信されたデータはコード４に対する相
互関係によって出力されないであろうし、RUのバーカー
コードが見つけられたギャップ中心から、いくつのチッ
プが離れているかに依存した他のコードの１つに対する
相互関係によって出力されるだろう。ステップ1104がRU
によって送信されたデータがコード＃４に対する相互関
係によって出力されるかどうか決定するためのテストで
あり、ステップ1104はむしろ非積算装置メモリ装置をモ
ニターして、コードのクロストーク量をチェックするこ
とによってなるべく実行される。CUはFFEの第４番目の
タップを適合させることによってもRU送信の電力レベル
をモニターする。もし訓練データがコード＃４の上にう
まく伝わらなかったり、クロストークが存在するなら、
この場合それはフレーム同期が完ぺきではないことを意
味し、ステップ1106が測距とRUバーカーコードをギャッ
プの中心に置くための微同調プロセスに戻るために実施
される。ステップ1106は、また、若干の実施例では、新
しい電力レベルと測定に基づく微同調アライメント値を
計算し、それらを訓練中にRUに下流方向へ送るプロセス
を象徴している。このプロセスは、電力レベルとフレー
ムアライメントが、前もって決定された許容値内に正確
に入るまで、繰り返される。CUからRUに適切な電力レベ
ルを送ることについての前述のプロセスは図45Aのステ
ップ1108、1110と1112の形を必要とするかもしれない。
若干の実施例では、ステップ1106は測距と微同調アライ
メントを行うプロセスに戻ることをRUに伝えることを表
している。しかしながら、好ましい実施例では、CUは正
確に相関計算が正しい送信データを出力するおかげで、
配置されたデータがギャップ中心からどれだけ離れてい
るかを知っている。そのため測距に関して上で詳述した
十分な微同調プロセスを行う必要はない従って、もしコ
ード３の相関が送信された訓練データを出力するなら、
このRUに対する送信フレーム時間遅延は１チップ毎はず
れる。そしてCUはそのRUに中心に向かって１チップ動く
ように伝達するようメッセージを送る。
それ故に、均等化訓練アルゴリズムは測距微同調プロ
セスの品質上に相互チェックの役を務める。好ましい実
施例では、CUは８つの相関器アレイを持っている。それ
ぞれの相関器が最初の８つの直交巡回拡散コードの１つ
を使って受信したデータを関連づける。この配置は最大
速度に対して使われる。他の実施例では、ひとつの相関
器が、連続した相関関係インターバルの間に供給され、
最初の８つの直交巡回拡散コードを持つバッファに入れ
られた受信データに使われる。他の実施例では、相関は
ソフトウェア内で直列あるいは並列に行われる。
均等化プロセスもまた、電力アライメントのために使わ
れる。RUのすべての電力アライメントはその送信のすべ
てがほぼ同じ電力レベルでCUに到着するように送信電力
をセットするプロセスである。これは異なったRUsから
の信号間の間種おを防ぐことからも重要である。これは
CU受信機の探知器に増幅レベル毎に一部お互い区別され
ているQAM16位相空間点を解釈することを許すのと同等
に重要である。このプロセスは、RU送信機がスケール増
幅器564の利得を１にセットする際に、ステップ1108で
始められる。それから、CU受信制御回路はメモリ796か
ら取り戻し、制御ループ781を通してG2増幅器788の利得
制御入力790に送信するようにコード４に対して初期利
得レベルをセットする。G2増幅器788の中にセットされ
たこの初期利得は、この増幅器がスライサ800の特定の
判断をさせるために必要な利得レベルとほぼ同じであ
る。次に、ステップ1110では、CUはある適応性利得制御
回路が、訓練期間中に送られているBPSK変調データの誤
りのない、あるいは誤りの少ない解釈について必要な利
得レベルに落ち着くことを待っている。この適応性利得
制御回路はスライサ800、図34でバス798の上に振幅エラ
ー数を出力する制御ループ781、で構成されている。制
御ループは振幅エラー数とバス798にセットされた電流
利得を比較し、そして、実際に受信されたBPSKされた位
相空間点である訓練データの振幅と、それらに対して望
まれている振幅間のスライサ振幅エラーを最小限にする
ために、バス790上の利得係数を調整するように働く。
このプロセスは増幅器G2の利得が、できる限りスライサ
の振幅エラーを減らすような値にセットされるまで繰り
返し続けられる。最後に、ステップ1112で、CUは（バス
797によってメモリ796からバス790の上の利得レベルを
読むことによって）バス790の上にこの利得数を取り、
そしてRUに、RUが利得レベルを図28Aのスケール増幅器5
64の利得と同様にセットするよう伝えるように送信す
る。CUはそれから図34のG2増幅器788の利得をコード４
に対する利得レベルのようにメモリ796に１を書き込
み、セットする。コード４に対するシステムの全利得は
RU送信機の増幅器利得とCU受信機の増幅器利得をかけた
ものなので、システム全利得は利得の交換では変化しな
い。この電力アライメントプロセスはRUsについてのみ
起こる。それぞれのRUは、電力があがったとき、この方
法でアラインされた利得レベルを持ち、電力アライメン
トがその後再び行われるまで、ペイロードデータを送る
という操作において、この利得レベルが使われるだろ
う。
処理は今や、上流方向と下流方向の両方向のデータパ
ス均等化器に対する均等化プロセスに進む。下流方向均
等化の考えはFFE均等化フィルタのタップ重み係数をRU
受信機にセットすることである。それは係数を、CUによ
る８つの訓練コードを経由してRUに送られた訓練データ
中で観察されたエラーに基づいたチャネル修復のために
均一化を行うような値にセットする。上流方向均等化で
の考えはプリコードフィルタのタップ数を、訓練データ
がRUによって８つの訓練コードを使い、CUに送られた
後、CU受信機から受け取られた情報に基づいてチャネル
修復を均一化する値にセットすることである。８つの訓
練コードは最初の８つの直交周期コードである。それら
は（コードの残りであるので）上流方向、下流方向の両
方向で同時に使うことができる。なぜなら、上流方向送
信が下流方向送信とは異なった周波数上にあるからであ
る。（図45Aから図45Cで構成された）図45のフローチャ
ートは、最初のステップ1114で開始される上流方向均等
化プロセスを示しているが、上流方向と下流方向の均等
化プロセスの両方が同時に起こっている。
上流方向の均等化プロセスでの最初のステップはステ
ップ1114と1116によって象徴されている。まず、ステッ
プ1114で、CUはRUに、いくつかの均一化訓練データ（ど
のようなデータでも、しかしなるべくなら擬似ランダム
列）を、最初の直交周期コードの８つのすべてを使って
CUに送るよう伝えるメッセージを送る。好ましい実施例
では、CUはRUが訓練データを最初の送信としてコードの
１つだけを使って送るように要求し、それから同じデー
タが他のコードを使うように、一度にあるいは小さいグ
ループ中に１つのコードを送るように答えを求める。こ
れは、もしRUの均等化フィルタ係数が正しい値から非常
に遠く離れているなら、訓練中のRUによる送信はすでに
訓練された他のRUによるペイロードデータ送信と記号間
干渉をおこさないからである。しかしながら、他の実施
例で、訓練データは最初の８つのコードのすべて、及び
同時に送信した結果によって拡散されるかもしれない。
ステップ1116は最初の８つのコードによって拡散される
ように、連続的にあるいは同時にCUに訓練データを送る
プロセスを表わす。
ステップ1118は、CUが均等化訓練データを受け取る
時、FFE均等化器765、DFE均等化器820そしてLMS回路830
を使用する時に、実行されるプロセスを表わしている。
このプロセスはFEEとDFEのタップ重み（適合係数）調整
の１つの反復を実行することである。ステップ1120は他
ぷ重み調整を同じ最初の８つの直交拡散コードを使って
均等化の一連の送信で、図34の差分計算回路832でエラ
ー信号がほぼ０に落ちるように計算された時、収斂が達
成されるまで、続けられるプロセスを表している。
収斂の後に、ステップ1122は、CUがFFE765とGFE820か
らRUに最終的なタップ重み係数を送った時点で実行され
る。これはCPU405によって、バス833経由とコマンドと
制御チャネル上でRUに送信していることで、LMSが係数
をストアしている状況で、分割メモリからタップ重みを
読み出すことで成される。RUはそれからこれらの係数の
タップ重み係数をステップ1124によって記号化されてい
るように、FFEとDFE均等化器にセットする。均等化器は
図28Aの送信機のプリコード均等化フィルタ563にある。
図28Aの送信機中のプリコード均等化フィルタの構造ブ
ロックダイヤグラムと、図34のFFE/DFE均等化器の構造
のブロックダイヤグラムが図37に示されている。FFE/DF
E回路はバス923上の入力データを受け取り、差分計算92
5の＋側入力がカップリングしているバス933上の結果を
出力する従来型FFE均等化器から構成される。差分計算
回路の一側入力はバス931経由従来型DFE均等化器の出力
を受ける。差分計算回路925はDFE均等化器929の入力と
カップリングしている。
最終的に、ステップ1126で、CUは上流方向ペイロード
データの受信のために、FFE均等化器765とDFE均等化器8
20のタップ重み係数をそれぞれセットする。
いくつかの実施例において、CUがステップ1122でRUにそ
のタップ重み係数を送った後、ステップ1114、1116、11
18のプロセスが何回かの反復期間中再び実行される。２
番目と次の反復の際に、CU適合均等化器から抽出された
係数はプリコーダで直接使えない。それはそれらの係数
があらかじめ決定されたプリコーダ値から発生されない
からである。その代わりに、RU用新しい係数が新しい適
合均等化器係数を持つ古いプリコーダ係数の重畳として
計算される。それぞれの反復において、CUは、適合均等
化器から抽出された係数を評価する。そしてエラーがRU
が適正に送信していることを示している前もって決めら
れた閾値を下回ってしまったとき、訓練プロセスは下流
方向訓練用を除き完了する。どのような上流方向訓練実
施例が使われていようと、上流方向均等化プロセスの完
了後、プロセスは下流方向均等化訓練プロセスに進む。
この下流方向均等化プロセスはステップ1128、つまりCU
が８チャネル同時にPN列を送り、それぞれのチャネルは
BPSKを使って変調された最初の８つの直交周期コードの
１つによって拡散する。ステップ1130は、多重反復注の
訓練均等化データを受け取り、また、遠く低のFFEとDFE
タップ重み係数をFFE均等化器765とDFE均等化器820用に
変換するために、LMS回路830、FFE均等化器765、DFE均
等化器820と差分計算回路832を使っているRU受信機のプ
ロセスを象徴化する。変換後、CPUはバス833を経由し
て、FFE均等化器765とDFE均等化器820用に最終的なタッ
プ重み係数を読み込み、そして、これらのタップ重み係
数をバス822経由で、ステップ1132で象徴化されたFFEと
DFEタップ重み係数用にFFE/DFE回路764に送る。CPU405h
aそれから、FFE765toDFE820のタップ重み係数を、それ
らが、ペイロードデータが送られる時に再変換するよう
に初期化値にセットする。いくつかの実施例では、ステ
ップ1132も、訓練の成功、あるいは失敗を示す訓練状態
メッセージを送ることを含む。成功とは、すべてのチャ
ネル上の訓練送信を無効にするようなRUへの絶対的な要
求である。いくつかの実施例では、RUは訓練コマンドタ
イマを動かしている。そして、もし、RUがコマンドを得
ることに失敗したり、ある特定期間中、新しい訓練コマ
ンドをうまく復号できなかったなら、訓練送信を中止す
る。訓練チャネルがひとつのアクセス共用ソースである
ので、このチャネルに信号を送り続けるRUは、他のRUが
訓練する事を阻止するのである。
図45に象徴されるプロセスの繰り返しは、数ミリ秒ご
とに起き、そして収束が一定時間内で起きる。いくつか
の実施例では、プロセスは２分ごとに繰り返され、他の
実施例では、再訓練は、最初と次のタイムスロットの割
り当ての起動後、周期的に、そしてただちに起こる。い
くつかの実施例で、再訓練は、RUがアクティブなタイム
スロットを持っていない時、そしてリンク品質モニタリ
ングプロセスが貧弱な品質送信を報告する時、より小さ
い間隔の周期で起こされる。再訓練は、通常、パワーと
時間アラインメントのためにたった２回の繰り返しを
し、１つの繰り返しでフィルタ適応をする。１つの実施
例で、CUは、現在RUが使っている係数と次の繰り返しで
抽出された係数の間に相関関係を生じる。これはCUが、
RUが現在何の係数を使っているかCU記憶装置でそれらの
係数のマッピングを保持することによって、あるいは上
流のメッセージを介してRUから要求することによって、
必ず知っているという事である。
均等化訓練の後、CUへのRUリンクはアクティブであ
り、RUは、CUからのハローメッセージを受信した後、メ
ッセージを受け取り始めることができる。ハローメッセ
ージは、RUにCUのソフトウェア改訂番号とスーパーフレ
ームオフセット数を含んでいる。改訂番号で、RUがその
ソフトウェア版番号の互換性をチェックすることがで
き、スーパーフレームオフセット数は、正確に外部時分
割多重ストリームスーパーフレーム信号を再現するため
RU受信機時間基準のSFDORレジスタの中に設定されてい
る。これは、スーパーフレーム信号に頼る外部装置が正
確にTDMデータを訳することができるように、データ列
の適切な点で起こる。
図46に、RUとCU送信機で使われている変調器の望まし
い形である。図24の変調器で、精算機は入力データに局
所搬送波を掛けるために使われる。局所の搬送波は同じ
周波数の正弦と余弦信号である。結果として、２つの直
角するRF信号は位相が合っている直交（quadrature）の
情報を結ぶのである。
この同じ結果は、ヒルベルト変換フィルタと搬送波の
ない振幅と位相変調を使う相当異なる方法で成し遂げら
れることができる。図46にある望ましい形の変調装置50
7で、積算機429と435と局部発振器425と図24の位相シフ
ト回路439は、完全に削除されるので、図24の変調器と
同じ結果をもたらす、低価格で、複雑度の低い変調器と
なる。特に、図46の成形フィルタ／変調器507はバス508
rと568iに位相の合う（実数）と直交（虚数）のデジタ
ル（またはアナログ）入力を受ける。バス568rと568iは
図46に、図解の明快さのために結果アレイに源を発する
ように示されているが、図28Aの望ましい送信機で、そ
れは実際に計数回路564の出力に起源する。いくつかの
実施例で、計数回路564とプリコード均等化フィルタ563
をより高い誤り率、あるいはより少ないペイロード容量
が寛大に見られることができるところで削除することが
できる。
基底帯域のフーリエ周波数分布、バス568rで直交する
コード符号分割多重データは、図47で実軸線の振幅Arの
一定振幅スペクトル1138として示されている。基底帯域
のフーリエ周波数分布、バス568iで直交するコード符号
分割多重データは、図47で虚数軸の振幅Aiの一定振幅ス
ペクトル1140として示される。発明の教訓による送信機
で使用されているダイレクトシーケンス周波数拡散技術
は、一定振幅においてマイナス無限大からプラスの無限
大までの情報ベクトルによって表される信号のエネルギ
ーを拡散する効果がある。図47のスペクトルのどんな６
メガヘルツ幅のセクションでも通過帯域フィルタで選択
され、その中のチャネルデータが回復されるので、この
事実は、同時に成形フィルタ／変調器507でナイキスト
基準を満たすためにフィルタするのと同様に搬送波のな
い振幅とフェーズ変調を実行する。そうするために、変
調装置507の1134と1136の２つの成形フィルタが、それ
ぞれバス568rと568iの信号を受信するためにつながれ
る。フィルタ1134はそのフィルタ特性セットを持ってい
る。（いくつかの実施例ではCPU405でプログラム可
能。）それは図48の周波数領域の実数平面で1142方形二
乗余弦通過帯域フィルタ特徴を確立するよう設定されて
いる。通過帯域フィルタの特徴は、６メガヘルツのバン
ド幅を持ち、中間周波数Fcに中心を置く。これは、デジ
タルフィルタで容易に、そして好都合に成し遂げられる
周波数において確立される。フィルタの出力信号は、図
28Aのデジタル−アナログ変換機576に最後に送られ、そ
こからアップ／ダウン変換機577送られる。アップ／ダ
ウン変換機577の機能は、共有された伝送メディア24
に、CATVあるいはセルラ方式の補足のサービスを実行す
るようなデジタルデータ通信に専念したバンドの中心の
周波数に周波数を上げることである。周波数は、変換装
置577によって例えば、同じメディアで作動する有線テ
レビプログラミングなどと干渉しないような送信機の上
流か、あるいは下流の方向に適切な周波数に変えられ
る。
フィルタ1136はまた、方形二乗余弦通過帯域フィルタ
1144の特徴を有するが、そのフィルタの特徴は、図48の
周波数領域の虚数平面に位置している。通過帯域フィル
タの特徴は６メガヘルツのバンド幅で、デジタルフィル
タ設計で容易に達成される中間周波数Fcに中心を置く。
バス1146と1148の実数の、そして虚数のデータ出力信号
の直交性を保証するために、フィルタ1136の送信関数
は、フィルタ1134の送信関数のヒルベルト変換である。
図47の実数と虚数信号コンポーネントの基底帯域スペ
クトルがフィルタ1134と1136を通る時、その結果として
生じるバス1146と1148のデジタルデータのフーリエ周波
数分布が図48に示されている。これらのスペクトルは、
直交性コードマルチプレクサ527によってコード化され
た実数の、あるいは虚数の情報ベクトルから、周波数拡
散システムの技術に精通した人たちによって理解される
理由のためにすべてのコード化された情報を含んでい
る。これらバス1146と1148のデジタル信号は、加算回路
1150で合計される。その結果は、バス574で図28Aのアナ
ログ−ディジタル変換機576に周波数変換機577にその周
波数を上げられるアナログ信号の変換のために出力され
る。
これらの周波数拡散信号の復調は、周知の方法で達成
される。
図49は、発明の種数によるCUとRUモデムを使用したシ
ステムの代わりの実施例を示すブロックダイヤグラムで
ある。システムは、HFC（ファイバーと同軸のハイブリ
ッド）か、セルラーや人工衛星無線通信システム1162な
どの無線伝送メディアにつながれたCUモデム1160から成
り立ち、ひとつかそれ以上のRUモデム1164につながる。
CUモデムの目的は、複数ユーザと、あるいは多数のソー
スの同時のデジタルデータ通信を６メガヘルツのような
限定された帯域幅チャネルによって共有されたRF伝送メ
ディアのCUモデムにつながれた１つ以上のリモートユニ
ットモデムに供給することである。
CUモデムは，送信機1170を使うRUモデムに向かって下
流方向のデータを送信する。この送信機は、アップ／ダ
ウン周波数変換器1174で適切に割り当てられた下流チャ
ネル周波数に周波数変換の後、メディア1162に送信され
る１つ以上の無線周波数搬送波を同期するためにデジタ
ルデータを使う。送信機は、そのクロックと搬送波同時
発生目的のために、RUモデムにマスタクロックリファレ
ンスと搬送波リファレンス信号を送信するどんな同期計
画でも使うことができる。当該の発信されているクロッ
クと搬送波リファレンスは周波帯内であるか、周波帯外
である。データは、RU受信機が検出するフレームで送信
される。RU送信機は、本願にある測距プロセスによって
フレーム同期を成し遂げる。下流の方向のCU送信機のた
めに働く同期計画の例は、QAM、SCDMAあるいはDMT（デ
ジタルマルチトーン送信機）である。参照に含まれてい
る文献に記述されている従来の送信機でもCU送信機とし
て十分でが、SCDMA送信機が好ましい。ノイズと干渉問
題が上流方向の場合ほどひどくはないので、非SCDMA同
期計画を下流方向で使うことができるのである。
クロックと搬送波の「周波帯内」送信の定義は、それ
以外の時ペイロードデータを送信するため使われる１つ
以上のチャネルが時計と搬送波信号を送信する専用であ
るということである。「周波帯外」送信の定義は、別の
搬送波あるいは他の副チャネル／側波帯などの同期計画
がクロックと搬送波情報を送信する為に使われるという
ことであり、ペイロードデータの送信に使うことができ
るタイムスロットあるいはパケットが、クロックと搬送
波情報を送信しないために使われる。主クロック信号
は、主クロック1176によって生じ、トランスミッタ1170
によって同期された搬送波リファレンス信号は、主搬送
波局部発振器1178によって生じる。
CUモデム送信機は、ペイロードデータを受け取るフレ
ーム／アドレス／パケット回路1166を持つ。そして入力
1168においてペイロードデータを受け取り、フレームに
当該のデータを組織化して、適切な目的地のRUモデムと
そのモデムにつながれた適切な周辺装置にデータを差し
向けるのである。これがなされる方法は発明に匹敵する
もので、下流のデータのためにデータがSCDMA（同期的
符号分割多重アクセス）によって送信される時から、フ
レームの中に組織化されれば問題はない。SCDMAは、直
交する擬似乱数的に拡散コード信号による異なるチャネ
ルの拡散されたデータを持つ周波数拡散信号フレームの
送信と定義される。当該のフレームは、多様な位置にお
ける異なったRUから同期して送信される。それらは、す
べてのRUからの対応するフレーム番号のすべてのフレー
ムが拡散を戻すことと復号する為の時間と同時にCUモデ
ムに届くように、送信される。フレームは、直交した、
擬似乱数的に拡散するコードを使ってデータのスペクト
ルを拡散するためにRU送信機で使われた逆のコード転移
によって拡散を戻され、復号される。CU送信機のフレー
ムアドレス回路1166は、もし送信機1170がSCDMAあるい
はDMT送信機であるなら図19のフレーム回路400の構造と
操作を持つことができる。例えば、もし送信機1170が、
QAM送信機であるなら、フレーム／アドレス回路1166は
フレームの中にデータを組織化し、それらのモデムに割
り当てられたタイムスロットの中に特定のRUモデムに束
縛されたデータを置く。特定のRUモデムに割り当てられ
たそれぞれのフレームのこれらのタイムスロットのデー
タはヘッダービットを含む。これらのビットは、RUモデ
ムにいずれの特定の周辺機器あるいは他の目的地にこれ
らのタイムスロットのデータを差し向ければよいか指示
する。それはまた特定の周辺機器あるいはバイトカウン
トなどに定められたそれぞれのパケットの始動と停止の
タイムスロットを定義するパケットデリミッタのような
他の情報を含んでいる。バイトカウントは、RUにいくつ
のそのRUにつながれた特定の目的地に行く完全なパケッ
トを集めるデータのタイムスロットがあるか意味する。
基本的に、フレーム／アドレス／パケット回路の機能は
ペイロードデータを組織化することを含むので、どこに
リモートユニットモデムとが指示された周辺機器のそれ
ぞれのペイロードデータバイトが指示されたかという情
報を判別することができる。
CUモデムは、RUモデムのデジタルデータで同期された
上流の無線周波数信号をSCDMA受信機1172で受信する。S
CDMA受信機の機能は同期して上流のRF信号からペイロー
ドデータを抽出することである。この上流のペイロード
データは上流のRF搬送波に同期して変調された。それ
は、RUモデムに受け取られたペイロードデータのスペク
トルを拡散する為直交した、擬似乱数的に拡散するコー
ドを使っているRUモデムのSCDMA送信機によって変調さ
れる。これは１つ以上のRF搬送波の１つ以上の特徴を制
御するコード転移拡散プロセスに起因したデータを使う
QAMのような適当な同期計画に続くのである。CU受信機1
172は図19あるいは図34の受信機の構造あるいは図50の
より基本的であるが、より低い性能構造を持つことがで
きる。
RUモデム1164は次の構造を持っている。受信機1190
は、復調器とCU送信機で行われた変調のタイプと互換性
がある検出器を備えており、伝送メディアにつながれ
る。RU受信機の機能はCU受信機によってフレームで送信
された下流のRF信号を受信することである。もう１つの
機能はCUから送信されたペイロードデータとフレーム同
期の為のプロセスを調整するCUに送信されたあらゆる管
理や制御データを同期し抽出することである。またRU受
信機は、主クロックを再生し、CU送信機によって使われ
た搬送波を再生するために機能する。再生された主クロ
ック信号はバス1214でそれを必要とするすべてのRU回路
に配信される。これはSCDMAトランスミッタ1210を含
む。再生された搬送波信号はバス1216の受信機1190によ
って配信される。それは、SCDMA送信機1210を含め、そ
れを必要とするすべての回路に配信される。クロックと
搬送波信号の再生が、他に記述されるように、行われる
のである。あるいは本願の参考文献に記述のある従来の
方法でも行われることができる。クロックの再生につい
ての望ましい手順はCUのすべてのギャップの間に送られ
たバーカーコードの中にクロックをコード化することで
ある。そしてそれはCU送信機バーカーコードからクロッ
クステアリング信号を生み出すために図38に示すギャッ
プモニタ／フレーム探知器回路を使う。それは、局所の
クロック発振器がクロック1176と同期するようにステア
リング信号を使う。搬送波の再生の望ましい方法は、パ
イロットトーンに専用の１つのチャネルあるいはタイム
スロットを捧げることである。このパイロットトーンへ
のチャネルあるいはタイムスロットは、CUで主搬送波局
部発振器1178によって生み出された搬送波の位相と周波
数を定義する。望ましいモニタリングは、局部発振器を
RUの局部発振器を同期し続ける為のステアリング信号を
生み出すためにそのチャネルをモニタする。
RU受信機1190は図19と図34に示される自信機の構造を
持つ事ができ、記述された代替構造でも機能的に同等の
ものでもよく、CU送信機から下流に送信されたペイロー
ドと管理および制御データを復号でき、取り出せれば、
本願に参考文献として挙げる論文による従来の受信機の
構造でもよい。取り出されたペイロードデータはバス12
16に出力され、周辺機器、他のネットワークとのインタ
ーフェース、ブロック1218によって表されるプロセスに
使われる。
RU送信機1210は周辺機器やプロセスからバス1220上で
ペイロードデータを受信し、そのデータをCUフレームと
同じ大きさのフレームへと組織化する。こうしてフレー
ム化されたデータはそれから直交符号分割多重接続方式
符号化あるいは逆フーリエ変換演算によって元々該デー
タが持っていたバンド幅よりももっと広いバンド幅上に
送信機によって拡散される。もし符号分割多重接続方式
が使われるなら、周波数拡散データは本願他所において
記述するQAM16のような適した変調方法によって１つあ
るいはそれ以上の無線周波数搬送波を変調する。この、
フレームに組織化し、データのそれぞれのフレームの周
波数分布を拡散し、この周波数拡散データを使って１つ
あるいはそれ以上のRF搬送波を変調するプロセスは、受
信機1190によって再生されバス1202とバス1214上に出力
されるマスタークロック信号と搬送波信号を使って同期
的に為される。結果として得られるRF信号はライン1224
上でアップ／ダウン周波数変換器1226へと出力され、そ
こで周波数は周波数帯の指定された周波数へと変換さ
れ、この周波数帯は普通６メガヘルツで、上流トラフィ
ック専用である。その後RF信号はライン1228上で伝送メ
ディア1162へと出力される。よって、上流および下流ト
ラフィックに対する周波数分割多重化が達成される。こ
の分野の専門家には価値が分かるであろうが、この発明
のシステムは時間分割多重化、周波数分割多重化、そし
て符号分割多重化の組み合わせを使い、分散された通信
システムにおいて高性能の複数ユーザ複数源双方向性デ
ジタルデータトラフィックを達成する。
フレームの同期化は、試行錯誤のプロセスで、本願他
所で述べる送信フレームタイミング遅延を調節し、その
後CU受信機が受信できるバーカーコードのような特別な
符号を送信する事によって成し遂げる。CUモデムはギャ
ップ監視回路1192を含み、この回路はRU送信機が同期を
取ろうとしているそれぞれのフレームに含まれるガード
バンドか他の時間帯を監視し１つかそれ以上のバーかコ
ードが受信されたかどうかを判断する機能を持つ。ギャ
ップ監視回路は図38に示す構造を持つか、RUが特定の符
号をいつ受信したかを判断でき、１つのRUから１つ以上
の符号がギャップの間に受信されたかどうかを判断で
き、受信されたバーカーコードがギャップの中心からど
れだけ離れているかを検出でき、バーカーコードが受信
されたかどうか、１つ以上の符号が受信されたかどう
か、受信されたバーカーコードがギャップの中心からど
れだけ離れているかについてコンピュータ1194へバス11
96上で状態情報を提供できる他の構造を持つ。コンピュ
ータが回路1194には好ましいが、ゲートアレー、状態装
置等この機能を果たせば他の回路でも、フレーム同期を
達成するために必要な情報をRUに伝えるバス1198上の管
理および制御データを生成するのに使える。今後、回路
1194はコンピュータと呼ぶ。RUのコンピュータ1204につ
いても言える。別にコンピュータでは無くとも、機能を
果たせればどんな他の回路でもよい。コンピュータ1194
はバス1198上に管理および制御メッセージデータを生成
し、これはスイッチ1200の入力の１つに繋がる。切り替
え状態はコンピュータ1194によって制御され、管理およ
び制御メッセージに充てられたタイムスロットからのデ
ータを符号化し送信するためのインターバルではバス11
98上のデータを選ぶ。この分野の専門家には価値が分か
るであろうが、MUX1200のようなマルチプレクサを使う
必要はなく、請求項においてデータ転送回路と呼ばれ
る、データを１つのプロセスから次へと動かせる、共有
された記憶装置のような他のデータ転送回路を使っても
よく、送信機1170によって送信される管理および制御デ
ータを適宜取得する。例えば、フレーミング回路1166か
らの出力データを記憶する記憶装置の共有されたアドレ
ス部分の特定な場所に、管理および制御データを同じく
記憶してもよく、送信機はコンピュータか状態装置を使
って、適切な時間に記憶装置をアクセスし管理および制
御データを含む様々なタイムスロットに割り当てられた
データを送る。
これらの管理および制御データをRU受信機1190は受信
しバス1202上でコンピュータ1204へと渡す。コンピュー
タは管理および制御データを使い、該SCDMA送信機1210
によって実行される測距プロセスや他の目的を制御す
る。受信機1190はそれぞれのCUフレームのギャップの時
間を見つけるギャップ取得プロセスを支援するギャップ
監視（モニタ）回路をも含む。このギャップ監視回路は
通常既知のバーカーコードのデータパターンに対して受
信されたエネルギーの相関を取る事によってそれぞれの
ギャップの間にCUによって送信されたバーカーコードを
探すために聞き入り、相関パルスと発生の相対的時間の
詳細に関するギャップ取得データをバス1202経由でコン
ピュータ1204へ送る。好ましいギャップ監視回路はマッ
チングの取れたフィルムからの信号を受信し、信号は差
動復号され、小さな部分に切れらた後、相関器に送られ
る。相関器は既知のバーカーコードを他方の入力として
受ける。相関器の出力は閾値と比べられ、比較器の出力
は誤警報カウンタによって計数される。本願他所にて記
述されるウインド処理回路が、実際のギャップを発見す
るまで、出力パルスを絞ってゆく。
コンピュータ1204あるいは他の制御回路はこのギャッ
プ取得データを使って、バーカーコードの受信時間を決
定し、それにより、受信したデータの復調、復号、ある
いはフレームを外す支援を受信機に対して与えるフレー
ム境界リファレンスを設定する。コンピュータ1204は測
距プロセスの間に受信したフレームタイミングリファレ
ンスを使って、送信フレームタイミング遅延値Tdの試行
錯誤の値を定め、この送信フレームタイミング遅延値Td
をバス1212上で送信機へ送り、フレームがCU送信機から
到着する時間とRU送信機1210が新しいデータを乗せた同
じフレームをCU受信機に送り戻す時間との間の遅延を制
御する。測距プロセスの間、Tdの値は連続したバーカー
コードの送信の間実験的に変化させられ、バーカーコー
ドがCUフレームのギャップの中心に位置するようになっ
た時、つまりフレーム同期が達成された事を示す管理お
よび制御データがRUモデムによって受信されるまでこれ
は続く。フレーム同期が達成されると、コンピュータは
Tdの値を凍結し、これによりSCDMA送信機はCUフレーム
と他の全てのRUの送信するフレームとフレーム同期が取
れてフレームを送信する事になる。
フレームはすべて番号を付けられていて、次のように
なっている。CU送信機からRU受信機へ送られる下流フレ
ームは、特定の人々を乗せたバスのようなもので、乗っ
た人々がフレーム内のペイロードデータと管理および制
御データと言う事になる。このバスがURに到着すると、
乗った人々は降り、新しい組の人々が乗車する。この新
しい組の人々が、RUがCUへ送りたいペイロードデータと
管理および制御データと言う事になる。Tdだけの遅延の
後、バスはRUを発ち、CUへ戻る。異なるチャネルのデー
タはそれぞれ異なるRUへ向かう異なるバスとして喩えら
れる。実際には、全てのRUによって受信される同じフレ
ームの異なるタイムスロットのデータである。フレーム
同期はTdの値をそれぞれのRUにおいて試行錯誤によって
適切に調整するプロセスであり、こうしてそれぞれのRU
からCUに向かうバスが同時に到着する。フレーム同期を
達成するにおける更なる動作として、コンピュータ124
はバス1208上の信号経由で測距生成回路1206を差動さ
せ、測距生成回路に動作を制御するメッセージを送る。
測距生成回路1206は、フレーム同期を設定する測距プロ
セスの間に送信するバーカーコードを定めるデータと、
ギャップの署名シーケンスの間に送信されるバーカーコ
ードの特定のオン・オフのモールスコードによる署名シ
ーケンスを定めるデータを生成し該SCDMA送信機へ送
る。署名シーケンスは測距プロセスの間にそれぞれ特定
のRUの識別／認証を行うために使われる。一般的に、こ
れらバス1208上のメッセージは図28Aのバス512上で送ら
れるデータだが、結果としてRUのSCDMA送信機がフレー
ム同期を達成できる限りは、コンピュータ1204と測距生
成器106間の他の構造と相互作用も可能である。
コンピュータ1204はまた、管理および制御データを生
成しバス1212経由でRUのSCDMA送信機1210へ送る。この
管理および制御データはこの発明の幅広い包括範囲にお
ける様々な例のための測距開始請求、バンド幅を広げる
請求、バンド幅を手放すメッセージ等を含む事もでき
る。
図50では、ブロック1172のCUのSCDMA受信機のための
簡単な形のブロックダイアグラムを示す。この実施例は
同期的復調器1230を持ち、この復調器はライン1232上で
変調されたRF信号とマスタ搬送波局部発振器1178からの
ライン1180上のマスタ搬送波リファレンス信号を受信す
る。復調器は、またある実施例においてはライ1234上で
マスタクロック信号を受信してもよく、ここで、出力信
号はデジタルデータからなる一連の結果ベクトルとして
出力のためのデジタルサンプルへと変換される。これら
の結果ベクトルはCU送信機の変調器へと入力される結果
ベクトルと同じ拡散された出力スペクトルを持つ。これ
らの結果ベクトルはバス1236を経由してSCDMAディマル
チプレクサ1238へと結合される。SCDMAディマルチプレ
クサ1238は結果ベクトルと、RU送信機のSCDMAマルチプ
レクサにおいてインフォメーションベクトルと積算され
たコード行列の転置行列とを積算する。これはフーリエ
成分出力スペクトルを拡散し、CU送信機からバス1244上
で受信されるフレーミング情報に沿ったフレーム形式に
よって、結果としてバス1240上にインフォメーションベ
クトル出力を結果として出す。このフレーミング情報は
CUフレーム時間を定めるが、RUデータフレームはこのフ
レームタイミングと同期して到着している。これはRU測
距プロセスが送信フレームタイミング遅延を調節し、RU
フレームがCUフレームと正確に揃って到着するからであ
る。
バス1240上のインフォメーションベクトルは上流チャ
ネルの質を下げる雑音や障害によってエラーを持つ。こ
れらのエラーを持つインフォメーションベクトルは従来
の検出器1246によって処理でき、実際に送信されたイン
フォメーションベクトルを判断できる。好ましい実施例
では、この検出器はビデルビ復号器で、処理量を増や
し、エラー率を減らし、信号雑音比を改善するために、
トレリス変調とともにFFEとDFE均等化が使われる。
実際のインフォメーションベクトルはその後バス1248
上でデフレーマ回路1250へと出力される。デフレーマ回
路はインフォメーションベクトルから元々のペイロード
データ列と管理および制御メッセージを再現する機能を
果たす。ペイロードデータはバス1252上で周辺機器や電
話網、インターネット等とのインタフェースへと出力さ
れる。管理および制御データはバス1254上でCPU1194へ
と出力され、チャネル割り当てが固定された場合と異な
り、チャネルを割り当てたり、バンド幅を動的に管理す
る機能を含む実施例においては、これらの機能を処理す
る事に使われる。
RUのSCDMA受信機は図50の受信機のような構造を取れ
るが、CUのマスタクロック信号とマスタ搬送波リファレ
ンス信号を使う代わりに、再生されたクロック信号と再
生された搬送波信号が使われる。これらの再生されたク
ロック信号と再生された搬送波信号はこれらの機能を果
たす図19の回路によって生成されてもよい。
図51は簡単なRU周波数拡散送信機のブロックダイアグ
ラムを示す。この周波数拡散送信機は図49のブロック12
10を実施するのに使える。フレーマ回路1260はバス1220
上で周辺機器からのペイロードデータを受信し、CUフレ
ームと同じ大きさのフレームへと組織化する。このフレ
ーマ回路は図12のフレーマ回路の構造を持てるが、イン
フォメーションベクトルのフレームを異なった具合に組
織化する何か他の構造でもよい。フレーマ回路は時間基
準886からバス1262上でフレーム同期の形のフレームタ
イミング情報とスーパーフレーム信号を受信する。時間
基準886はRU受信機ギャップ検出器からバス1264上でク
ロック同期ステアリング信号を受信し、この信号を使い
局部クロックをCUの対応するクロックと同期させる。同
期したチップクロックリファレンス信号はそれを必要と
する送信機の全ての回路にバス1266上で配給する。また
時間基準は受信フレームタイミングリファレンスをコン
ピュータ／制御回路405からバス1268を通して受信す
る。制御回路405はRU受信機のギャップ監視回路からバ
ス1270を通してギャップ取得データを受信し、このギャ
ップ取得データを使い何時CUフレームが到着するかを判
断する。この情報は受信フレームタイミングリファレン
スを生成するのに使われる。
フレーマ回路1260はバス1272上でスイッチ1274の１つ
の入力へとインフォメーションベクトルを出力する。こ
のスイッチの他方の入力バス1276はコンピュータ405へ
と結合され、管理および制御データを運ぶ。スイッチ12
74は単一出力バス1276を持ち、これはバッファ記憶装置
1278のデータバス入力へと結合されている。バッファ記
憶装置は最終的なインフォメーションベクトルを記憶す
る役割を担い、最終的なインフォメーションベクトルは
周波数拡散マルチプレクサ1282へとバス1280上で入力さ
れる。この装置はバス1280上のデータのフーリエ周波数
分布をデータが元々持っていたバンド幅よりずっと広い
バンド幅へと拡散する機能を果たす。好ましい実施例で
は、周波数拡散マルチプレクサは本願他所にて記述する
ようなダイレクトシーケンス符号分割マルチプレクサ
で、これはインフォメーションベクトルとできれば巡回
符号である複数の擬似乱数的直交符号との行列積算を実
行する。少なくとも１つの符号が１つのRUに割り当てら
れ、広いバンド幅が必要な時は複数の符号が割り当てら
れてもよい。割り当てられた符号の数は管理および制御
のデータのやり取りチャネルを介してRUとCUの間でメッ
セージを交換する事によって動的に変えてもよい。コン
ピュータ405はRU受信機からのバス1288上の他の管理お
よび制御データとともにCUからの符号割り当てメッセー
ジを受信し、他の管理および制御データは、例えば、測
距プロセスを支援する。
コンピュータ405はバス1284上の読み取りポインタア
ドレスとバス1286上の書き込みポインタを制御する事に
より符号（あるいはFFTとDMTの実施例の場合は周波数成
分）の割り当てを実行する。読み取りポインタはバス12
72上への出力のためのデータが読み取られるフレーマ回
路内のアドレスの順番を制御する。書き込みポインタは
バッファ1278の中にバス1276上のデータを書き込むアド
レスの順番を制御する。バッファ1278内のどの特定のア
ドレスの内容もいつも同じ符号によって積算されるの
で、これらの書き込みポインタを制御する事によって、
コンピュータは符号の割り振りを実施でき、管理および
制御データに特定のチャネルが割り当てられているなら
正しいチャネルに管理および制御データを流す事ができ
る。図51の実施例は擬似乱数的に書き込みポインタを変
更し特定のチャネルからのデータを擬似乱数的に割り当
てられた場所に書き込み、その場所が異なる符号によっ
て積算される事によって符号（DMT実式例の場合は周波
数成分）を擬似乱数的にシャフルする能力を含んでい
る。
また図51の送信機は周波数拡散回路1282において実施
されるプロセスを変更する事によってFFTとDMTの実施例
を実行できる。FFTの実施例を実行する場合は、ブロッ
ク1282はバス1280上の個々のインフォメーションベクト
ル要素によって表される異なる周波数成分強度を使い、
逆高速フーリエ変換を計算するプロセスを表わす。FFT
の実施例は同じインフォメーションベクトルを使ってそ
れぞれのフレームの間に同じ周波数成分の強度を定義す
る。DMTシステムは時によりそれぞれのベクトル要素に
割り当てられた周波数成分を（擬似乱数的にか順番に）
変更する。DMT実施例を実行するためには、ブロック129
2は逆高速フーリエ変換を行い、コンピュータ405は読み
取りポインタと書き込みポインタを制御し、それぞれの
インフォメーションベクトル要素に割り当てられた周波
数成分を変更する。
ブロック1282にとって、どんな周波数拡散プロセスが
実施されても、結果として得られるデータはバス1290上
でスイッチ1292の１つの入力へ出力される。このスイッ
チへのもう一方の入力バスはバーカーコード生成／認証
シーケンス生成器1296からのバス1296上のバーカーコー
ドのデータを受信すべく結合されている。このスイッチ
はこれらのバスの一方あるいは他方のデータをバス1300
を介して変調器1298の入力へと選択的に結合する役割を
果たす。スイッチ1292の状態はコンピュータ405によっ
てライン1302の切り替え制御信号を介して制御される。
このスイッチは測距プロセスの間にバーカーコードのデ
ータをバス1294を介して変調器1298へと送り、フレーム
同期が達成された後の通常の操作の間にペイロードデー
タをバス1290を介して変調機へと送るように制御され
る。コンピュータ405はバーカーコード生成器1296をバ
ス1304を介して制御する。
ペイロードデータを取り出すプロセスはCUモデム受信
機とRUモデム受信機において同期的に行われる。請求項
でも使われる“同期的に”の意味は下記の形式の同期が
RUとCUのSCDMA受信機とRUのSCDMA送信機において実行さ
れる。RU送信機は再生されたクロック信号と搬送波リフ
ァレンス信号を使い、CUマスタクロックとマスタ搬送波
と同期してデジタル回路と変調器を動かす。同期的つま
り揃った検出は、ライン1180上の再生された局部搬送波
信号あるいは本願他所において記すパイロット信号のよ
うなバンド内の源からかあるバンド外の源から再生され
た搬送波を使って行われる。CUのSCDMA受信機はRUによ
って送信された信号から再生する事無くそれ自身のマス
タクロックとマスタ搬送波を使う。RU送信機は、RUのSC
DMA送信機を同期する目的でCU送信機によって使われる
搬送波を再生するために搬送波再生あるいは搬送波同期
プロセスを行うので、これはCUのSCDMAにおいてRUのSCD
MA送信機の搬送波の位相と周波数に関する情報を提供す
る。RUのSCDMAあるいは他の形の受信機は、例えばCUに
よって送信されたパイロットチャネルから、マスタ搬送
波リファレンスを再生し、それぞれのフレームのギャッ
プの間にCUによって送られたバーカーコードからマスタ
クロックリファレンスを再生する。これらの再生された
クロック信号と搬送波信号はRU受信機の検出器を同期す
るのに使われ、そしてRUのSCDMA送信機によって使われ
る。また、フレーム同期とは請求項での“同期的に”と
いう表現で示唆される同期化の一部であり、本願他所に
て記されるRUのSCDMA送信機の送信フレームタイミング
遅延を調整するための試行錯誤のプロセスによって達成
されるが、また、RUの代わりにCUが測距の計算を行いRU
にどんなフレームタイミング遅延を使うか指示するとい
った、他の測距手法をもってしても達成できる。これら
の実施例では、CUによって雑音があっても容易に認識で
きる信号をRUが送信する。したがって、CUはなんらかの
方法によってRUを識別し、RUの信号がギャップの中心か
らどれだけずれているかを計算し、RUのフレームのフレ
ーム境界とCUのフレームとのアラインメントを取るには
どれだけその遅延を調整したらよいかを指示する。
図54は、光ファイバと同軸のハイブリッドを含む全て
の伝送メディアを介して双方向にデジタルデータを通信
する同期的TDMAシステムのブロックダイアグラムを示
し、ここでは、光ファイバと同軸のハイブリッドを共有
するケーブルテレビ番組のような他のサービスと干渉し
ないようにFDMAの上流と下流のチャネルの分離を使う。
CUのモデム1380は高次のソフト層、あるいはT1/E1ライ
ンのような他のインタフェースからのTDMAデータ列を受
信し、タイムスロットのフレームの定めるTDMAバス1382
上の信号からそれ自身のマスタクロック1384を同期す
る。バス1382上のTDMAデータ列はCUのTDMA受信機1386で
受信され、TDMA送信機1386はまた、バス1388上でマスタ
クロック信号を、バス1390上でマスタ搬送波リファレン
ス発振器1392からのマスタ搬送波リファレンス信号を受
信する。TDMA送信機はデータのフレームを受信し、それ
ぞれのフレームのそれぞれのタイムスロットからのデー
タでマスタクロック搬送波発振器1392によって提供され
る１つあるいはそれ以上の搬送波信号を変調し、この変
調には、マスタクロック信号と搬送波リファレンス信号
とをバンド内かバンド外でRUモデムへ送信できる変調方
式を使う。このような変調方式の例はQAM、QPSK等を含
む。例えば、１つあるいはそれ以上のタイムスロットが
マスタクロック信号とマスタ搬送波リファレンスで符号
化したデータを送る事に充てられてもよい。変調された
RF信号はライン1394を介してアップ／ダウン周波数変換
器1396へ出力され、そこで、バス1400から伝送メディア
1398へと送り込まれるケーブルテレビ番組等のメディア
を共有している他のサービスと干渉しない下流の周波数
へその周波数を変換する。周波数変換された（もしCUモ
デムのマスタ搬送波が望む下流の周波数で搬送波を生成
し、上流チャネルが高調波のように下流の周波数にある
方法で同期されるなら、周波数変換はしてもしなくても
よい）信号波ライン1402に出力される。RUのモデム1404
はライン1408上で下流データを受信する。ライン1406に
結合されたTDMA受信機は、従来方法の回路か本願の他所
で記述する回路や方法を使って、マスタクロック信号と
マスタ搬送波リファレンス信号を再生し、再生したクロ
ック信号をライン1410に、再生した搬送波信号をライン
1412に出力する。再生されたペイロードデータはTDMAデ
ータ列に再組立てされ、バス1414を介して周辺機器や他
のインタフェースのプロセスへと出力される。
これらの周辺機器や他のインタフェースのプロセスは
TDMA入力データ列をバス1416を介してRU同期的TDMA送信
機1418へと供給する。この送信機は再生したクロック信
号をライン1410じょうで、再生した搬送波信号をライン
1412上で受信し、同期的にバス1416上のTDMA入力データ
を該CUフレームと同じ長さを持ったTDMAフレームへと組
織化する。その後、CU送信機によって使われるのと同じ
あるいは異なる変調方法を使って、これらのフレームで
１つあるいはそれ以上の搬送波信号を変調し、変調され
たRF信号のフレームはCUとフレーム同期を保って送信さ
れる。CUとフレーム同期を保つと言うことは、そのRUが
送信するフレームがCUのフレーム境界と揃ってCUに到着
するように、その特定のRUのシステム内でのCUに対する
相対的位置に対して定められた送信フレームタイミング
遅延を使って、フレームをRU送信機から送信するという
事である。システム内の全てのRUモデムはネットワーク
上のそれぞれ特定の位置に対して送信フレームタイミン
グ遅延が設定されていて、フレームがCUのフレーム境界
と揃ってCUに到着する。RUのTDMA送信機1418による変調
されたRFデータ出力はライン1420を介してアップ／ダウ
ン変換器1422へと結合され、アップ／ダウン変換器1422
は上流チャネルの周波数を、干渉を避けるために下流チ
ャネルの周波数とケーブルテレビ番組から十分離れた周
波数へと変換する。上流データはそれからライン1424と
伝送メディアを介してCUのTDMA受信機1426へ送信され
る。この受信機はマスタクロック信号をマスタクロック
発振器1384からライン1428を介して受信し、マスタ搬送
波信号をCUのマスタ搬送波リファレンス発振器からライ
ン1430を介して受信する。CUのTDMA受信機1426は変調さ
れた上流信号からペイロードデータを再生し、ペイロー
ドデータをバス1432上のTDMA出力データ列へと再組立て
する。
このシステムのTDMA送信機とTDMA受信機は従来のもの
でもよいが、RUのTDMA送信機は,CUのフレーム境界とフ
レーム同期してこのTDMA送信機のフレームが到着するよ
うに、可変の送信フレームタイミング遅延によりフレー
ムの送信を遅延できなければならない。本願において記
述するどのような測距プロセスでも、また他に知られる
どのような測距プロセスでも、このフレームの同期は達
成するために使用可能である。もし本願記載の試行錯誤
を使うプロセスのどれかを使うなら、RUの送信機のコン
ピュータ1434が初期の送信フレームタイミング遅延を自
主的に、あるいはRUから管理および制御データ路1436を
介してCUから測距勧誘メッセージを受信してから、設定
する。この初期の送信フレームタイミング遅延はバス14
38を介してRU送信機へ送られる。CU受信機はギャップが
使われる時にはフレームのギャップ内にRUからのどんな
信号が発見されたかについて、あるいはどんなRU測距信
号がフレームの時間間隔内に検出されたかについてのデ
ータをバス1440を介してコンピュータ1442へ送る事によ
って測距プロセスを支援する。コンピュータは帰還測距
データをCU送信機1386へ結合されたバス1444を介してRU
へと送る。フレームの同期を達成するためには測距パル
スをRUがどれだけずらさなければならないかを判断する
事によって、そしてそのことをRUに指示する事によって
CUがRUのために測距プロセスを行う測距の実施例の場合
も、バス1440が、CU受信機がどんなパルスを見たのかに
関するデータを運ぶが、コンピュータ1442がその後、RU
がどれだけ送信フレームタイミング遅延に足すか、引く
かを判断し、その旨の指示メッセージをRUへバス1444を
介して送る。このメッセージはバス1436を介してコンピ
ュータ1434に到達し、コンピュータは指示する遅延をバ
ス1438を介して設定する。他の本願に記した以外のフレ
ーム同期を達成する測距プロセスでもこの特定の実施例
を実行するには十分である。
本願にて明らかにする送信機の実施例の全てが、管理
および制御チャネル上で遠隔局と中央局間の双方向メッ
セージのやり取りによって実施されるアクティブなバン
ド幅の管理プロセスを使用できる。遠隔局はバンド幅を
減らしたり増やしたりの要求や、バンド幅の予約を要求
をしたりでき、中央局は遠隔局のバンド幅の予約に対す
る特権を評価でき、バンド幅を増やす要求やバンド幅の
予約の要求の競合を仲裁し、結果に応じてバンド幅を与
え、どのフレームの間にデータを送るのにどの符号が割
り当てられたかをそれぞれの遠隔局に伝える管理および
制御メッセージを送る。
この発明の教示することは幾つかの好ましい実施例と
他の実施例において、ここに解説したが、この分野の専
門家には理解できる通り、数々の変更、改善、代替をし
ても本願の請求項の精神と範囲から逸脱する事なく同じ
機能を具現できる。全ての変更、改善、代替は本願の請
求項の範囲に含まれる事をここに意図する。
フロントページの続き (31)優先権主張番号 ０８／６８４，２４３ (32)優先日 平成８年７月19日(1996．7．19) (33)優先権主張国 米国（ＵＳ） (72)発明者 アゼンコット、ユーダ アメリカ合衆国、カリフォルニア州 95014、カッパーティーノ、ナンバー 128、ソレンソン・アベニュー 19400 (56)参考文献 特開 平６−237462（ＪＰ，Ａ) 特表 平６−502754（ＪＰ，Ａ) 欧州特許出願公開594353（ＥＰ，Ａ １) 米国特許5327455（ＵＳ，Ａ) 米国特許5373502（ＵＳ，Ａ) 米国特許5398258（ＵＳ，Ａ) 米国特許5511067（ＵＳ，Ａ) Ｋａｚｕｈｉｋｏ ＳＥＫＩ，Ｙｕｋ ｉｔｏｓｈｉ ＳＡＮＡＤＡ，Ｑｉａｎ ｇ Ｗａｎｇ，Ｓｈｕｚｏ ＫＡＴＯ, Ｖｉｊａｙ Ｋ．ＢＨＡＲＧＡＶＡ，Ａ ＷＩＲＥＬＥＳＳ ＭＵＬＴＩＭＥＤ ＩＡ ＮＥＴＷＯＲＫ ＯＮ Ａ ＴＩ ＭＥ ＤＩＶＩＳＩＯＮ ＤＵＰＬＥＸ ＣＤＭＡ／ＴＤＭＡ，ＩＥＩＣＥ Ｔ ＲＡＮＳＡＣＴＩＯＮＳ ＯＮ ＣＯＭ ＭＵＮＩＣＡＴＩＯＮＳ，日本，社団法 人電子情報通信学会，1995年 ８月25 日，ＶＯＬ．Ｅ78−Ｂ ＮＯ．７，Ｐ. 1002−1015 (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) H04J 13/00 - 13/06

Claims (39)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】共有される送信メディア（251）を経由し
    て分散して配置された複数の遠隔局モデム（254、256）
    から、中央局モデム（252）に送信される複数の上流フ
    レームとしてのデジタルデータ（266）の多数のチャネ
    ルを送信する方法であって、 （１）測距プロセスを実行し、ここで各遠隔局モデムの
    送信フレームタイミング遅延値（Td）について反復プロ
    セスにより値が決定され、前記反復プロセスは各反復に
    おいて前記送信フレームタイミング遅延値に関し新しい
    値を設定し、そして測距信号を送信し、そして、前記遠
    隔局モデムが何時フレーム同期を成し遂げたか、につい
    て決定するために、前記遠隔局モデムにより使用されて
    いる前記中央局モデムからの下流メッセージデータを受
    信するのを待ち、前記送信フレームタイミング遅延は前
    記測距信号の送信のタイミングを制御するために各遠隔
    局モデムにおいて使用され、そして上流ペイロードデー
    タの伝送のタイミングを制御するためにフレーム同期が
    成し遂げられた後、複数の異なる遠隔局モデムからのペ
    イロードまたは他のデータの上流フレームの送信を規定
    する前記フレーム同期は、異なる遠隔局モデムによって
    送信される全ての前記上流フレームが時間が調整された
    フレーム境界を有して前記中央局モデムに到着するよう
    に、各前記遠隔局モデムからの各送信について上流送信
    を行う遠隔局モデムにより決定される送信フレームタイ
    ミング遅延値を使用して時間が定められ、 （２）１または２以上の上流フレームによる前記中央局
    モデムへの上流送信のためにデジタル上流ペイロードデ
    ータ（258）を受信し、 （３）１または２以上の割り当てられた拡散コードを使
    用する上流フレームを送信することを許された前記遠隔
    局モデム（254、256）のそれぞれにおいて、その中の少
    なくとも１つはゼロでない値を有するＮ個の要素を有す
    る１次元ベクトルを形成するプロセスを実行し、ここで
    前記１次元ベクトルの各要素はコードブックとして参照
    される拡散コードの集合における１つの拡散コードに対
    応し、ゼロでない値を有する前記１次元ベクトルの前記
    要素は上流伝送のために前記遠隔局モデムに割り当てら
    れた前記１または２以上の拡散コードを含む拡散コード
    行列の一部に対応し、そして前記１次元ベクトルの前記
    Ｎ個の要素のうち他の全てはゼロの値を有し、前記１次
    元ベクトルを形成する前記プロセスは前記上流ペイロー
    ドデータから異なるグループのビットを選択しそして前
    記選択されたビットをゼロでない値を有する前記１次元
    ベクトルの前記要素に配置することにより実行され、既
    知のプリアンブルデータが前記上流ペイロードデータが
    受信される前に前記中央局モデムにより受信されそして
    処理されるように、１次元ベクトルを形成する前記プロ
    セスは所定の時間に既知のプリアンブルデータを加える
    ステップを含み、 （４）それに割り当てられた上流チャネルを有しそして
    前記１次元ベクトルが形成された前記遠隔局モデムのそ
    れぞれにおいて、各前記１次元ベクトル（Ｂ）と周期拡
    散コードであるＮ個の直交を形成する符号行列（Ｃ）と
    の行列積算を実行することにより符号分割多重化を実行
    し、各符号はＮ個の要素を有しそして１つの上流チャネ
    ル信号のスペクトルを拡散するために使用され、各上流
    チャネルはそこに割り当てられた少なくとも１つの前記
    拡散コードを有する上流送信のために割り当てられ、前
    記行列の多重化の結果、結果ベクトルの各要素の位置に
    おいて伝送のためのチップを含むＮ個の要素であるスペ
    クトル拡散ベクトル（Ｒ）を発生させ、 （５）前記結果ベクトルが計算された各遠隔局モデムに
    おいて、１または２以上の無線周波数キャリアを変調す
    るために前記結果ベクトルのＮ個のチップを使用し、そ
    して１または２以上の前記無線周波数キャリアの上流を
    前記中央局モデムに前記共有される送信メディアを経由
    して送信する、 ステップを含む方法。
  2. 【請求項２】前記遠隔局モデムにより前記中央局モデム
    に送信されるバンド幅に関する要求に応じて、各遠隔局
    モデムにおいて前記中央局モデムから下流メッセージを
    受信し、前記下流メッセージは前記遠隔局モデムによる
    上流送信に使用するため指定された拡散コードを割り当
    て、ここで、前記測距プロセスは各遠隔局モデム（25
    4、256）による送信フレームタイミング遅延値を個々に
    漸増調整するステップを含み、前記送信フレームタイミ
    ング遅延の各前記漸増調整に続いて上流フレームの期間
    に測距信号の送信がなされ、そして前記送信フレームタ
    イミング遅延値の漸増調整のプロセスを反復し、そして
    上流フレームにおける所定の間隔の期間において少なく
    とも１つの前記遠隔局モデムからの測距信号が受信され
    た前記中央局モデムからのフィードバックメッセージが
    受信されるまで、前記中央局モデムから受信されたフィ
    ードバックメッセージ（186、190、198、204）に応答し
    て他の上流フレーム期間に他の測距信号を送信し、そし
    て次に測距信号が送信された各前記遠隔局モデムから認
    証送信を送信し、各前記認証送信は前記認証送信を送信
    した前記認証送信遠隔局モデムを認定し、そして必要の
    場合には前記中央局モデムからのメッセージにより指示
    されるように、異なる遠隔局モデムからの測距信号が互
    いに干渉しないようにするために競合解除プロトコル
    （614）を実行し、そして先に記載の前記送信フレーム
    タイミング遅延値の漸増調整のプロセスを接続し、そし
    て前記中央局モデムからのフィードバックメッセージに
    応答し、そして粗いフレーム同期を達成する各遠隔局モ
    デムにおける前記送信フレームタイミング遅延の値が見
    つかるまで、必要な場合には競合解除プロトコルを実行
    するプロセスをさらに含む 請求項１に記載の方法。
  3. 【請求項３】上流ペイロードデータを受信する前記ステ
    ップは、１または２以上のコンピュータ実行プロセスか
    らの１または２以上の時分割多重データの流れを受信す
    るプロセスを含む請求項１に記載の方法。
  4. 【請求項４】全ての前記遠隔局モデムについて、粗い同
    期の達成の後に実行される訓練プロセスにおいて送信フ
    レームタイミング遅延値の微調整がなされ、前記微調整
    をするステップは送信フレームタイミング遅延調整値を
    含む前記中央局モデムからのメッセージ（202）を受信
    することにより実行され、前記調整値は前記測距信号が
    前記中央局ユニットに到着するギャップの基準の時間か
    らどれだけ時間が離れているかの時間間隔を示すもので
    あり、前記中央局モデムによって測定された場合に、前
    記ギャップはその間にペイロードデータが送信されるこ
    とのない間隔として規定され、そして前記送信フレーム
    タイミング遅延値を前記調整値の量により調整すること
    により対応するステップを含み、その結果、前記遠隔局
    モデムの位置が前記中央局モデムに関係するにもかかわ
    らず、その後の測距信号は全ての前記遠隔局モデムに関
    し正確なフレーム同期を達成するように前記基準時間に
    おける１チップの間隔でまたは１チップ内で到着するス
    テップさらに含む請求項１に記載の方法。
  5. 【請求項５】各遠隔局モデムから前記中央局モデムに上
    流訓練データを送信することにより各遠隔局モデムにお
    ける上流の均等化を前記中央局モデムからそのようにす
    る要請を受信することにより複数回反復して実行し、そ
    して前記中央局モデムから前記上流訓練データを前記中
    央局モデムにおいて前記上流訓練データにおける検出ま
    たはスライサ誤りが最小化されたフィルタ係数を導くた
    めに処理することにより導かれた上流均等化フィルタ係
    数を逆に受信し、そして各遠隔局モデムにおいて前記遠
    隔局モデムのプリコーダフィルタに関する新しい上流フ
    ィルタ係数を導くために前記中央局モデムから受信され
    た前記上流均等化フィルタ係数を使用し、そして前記遠
    隔局モデムと前記中央局モデム間のチャネルを均等化す
    るように前記プリコーダフィルタを前記遠隔局モデムか
    らの全ての上流送信をフィルタするために使用するステ
    ップをさらに含む請求項１に記載の方法。
  6. 【請求項６】前記中央局モデムはまたデジタルデータの
    複数チャネルを下流へ前記遠隔局モデムに送信し、そし
    て遠隔局モデムから中央局モデムへの上流方向のそして
    中央局モデムから遠隔局モデムへの下流方向の前記送信
    チャネルの少なくともいくつかが、前記遠隔局モデムか
    ら前記中央局モデムへのバンド幅の要求に係る、そし
    て、上流送信のためにどの拡散コードが遠隔局モデムに
    より使用されるかが想定されているかを指示する前記中
    央局モデムから特定の遠隔局モデムへのバンド幅の許諾
    に係る、管理および制御メッセージの送信のために前記
    モデムによる使用のために供されることを特徴とする請
    求項１に記載の方法。
  7. 【請求項７】各前記遠隔局モデムにおいて、少なくとも
    粗いフレーム同期化が達成された後、前記遠隔局モデム
    がデータを前記中央局モデムへ送信するためにそれに割
    り当てられる上流チャネルを必要とする場合、前記管理
    および制御チャネルにより上流へのバンド幅要求メッセ
    ージを前記中央局モデムに対し送信し、前記バンド幅要
    求メッセージは前記遠隔局モデムに対し前記要求を作成
    しそして前記遠隔局モデムに割り当てられるべき１また
    は２以上の上流チャネルを要求するように確認し、 各遠隔局モデムにおいて１または２以上の上流チャネル
    を割り当てそして上流データ送信のために指定された上
    流フレームの継続期間において前記遠隔局モデムによる
    使用のため１または２以上の直交拡散コードを割り当て
    る前記中央局モデムからの下流への管理および制御メッ
    セージを受信し、 チャネルおよびコード割当てを受信した各前記遠隔局モ
    デムにおいて、スペクトル拡散チップを生成するため
    に、上流プリアンブルおよびペイロードデータを前記遠
    隔局モデムに割り当てられた前記直交拡散コードを用い
    て符号分割多重化する方法によって前記行列の乗算を実
    行し、そして、前記スペクトル拡散チップを前記１また
    は２以上の割り当てられた上流チャネルにより送信する
    ステップをさらに含む請求項６に記載の方法。
  8. 【請求項８】正確なフレーム同期化を達成するようにさ
    らに微調整する測距プロセスを実行するステップは、 測距信号を送信することにより粗いフレーム同期化を達
    成するため、既知の遠隔局モデムからの単一の測距信号
    が上流フレームのギャップの一部において受信されるま
    で前記測距プロセスを実行し、前記ギャップはペイロー
    ドデータが送信されない期間の間隔として規定され、各
    前記測距信号はチャネル内のノイズまたはペイロードデ
    ータの送信を超えて前記中央局モデムにより検出される
    ような強い十分な相関ピークまたは大きい十分な振幅
    を、または双方を有し、 前記中央局モデムにおいて、前記既知の遠隔局モデムか
    らの前記測距信号の受信のために各上流フレームにおけ
    る前記ギャップの全期間を監視し、そして測距信号が発
    見された場合には、前記測距信号の受信の時間と基準時
    間との間の時間差を測定し、前記時間差はその後デルタ
    時間として参照され、 前記遠隔局モデムに前記デルタ時間を示す下流信号を送
    信し、そして、 前記遠隔局モデムにおいて、前記下流メッセージを受信
    し、そして正確なフレーム同期化を達成するために前記
    デルタ時間をそこで前記送信フレームタイミング遅延の
    値を微調整するために使用する、 ステップを含む請求項１に記載の方法。
  9. 【請求項９】前記遠隔局モデムが最初に電源に接続され
    そして通電された後、直ちに、 アナログ−デジタル変換器のダイナミックレンジの全体
    を使用するために前記遠隔局モデムの受信機における自
    動ゲイン制御レベルを調整し、 各下流フレームにおいて下流ギャップの位置を発見する
    ために前記中央局モデムにより前記遠隔局モデムに送信
    された各下流フレームにおける前記下流ギャップの期間
    に送信された既知のバーカーコードの相関を実行し、そ
    して前記下流ギャップはペイロードデータが送信されな
    い期間の間隔として規定され、そしてタイムベース発生
    器を前記下流ギャップおよび受信フレームタイミング基
    準を使用して同期するように設定し、 中央局モデム局部発振器信号のサンプルを含みそして所
    定の拡散コードを使用する所定の下流チャネルに送信さ
    れたパイロットチャネル信号を受信することによりキャ
    リア再生を実行し、そして前記パイロットチャネル信号
    からフレーム番号データを再生し、そして各前記遠隔局
    モデムの局部発振器を前記中央局モデム局部発振器に同
    期化し、 各下流フレーム期間において前記中央局モデムにより送
    信された、各バーカーコードに符号化された中央局モデ
    ムチップクロック信号を再生することにより、各遠隔局
    モデムにおいてチップクロック同期化を実行し、 測距送信を求める下流への管理および制御チャネルのメ
    ッセージを聴取し、それを受信して粗いフレーム同期化
    を達成しそして前記中央局モデムに前記遠隔局モデムを
    確認する認証メッセージを送るために前記測距プロセス
    を実行する、 ステップをさらに含み、そして、 前記粗いフレーム同期化は前記中央局モデムにおいて前
    記上流フレームの受信時間に同じ番号を付けられた上流
    フレームのフレーム境界に時間的に接近して調整される
    ように限定される、 請求項６に記載の方法。
  10. 【請求項１０】ここで、上流ペイロードデータが送信さ
    れない期間に全ての上流フレームに上流フレームギャッ
    プが存在し、そしてさらに正確なフレーム同期化を達成
    するために前記送信フレームタイミング遅延値を微調整
    するステップを含み、そして、１および０の独特のシー
    ケンスによるバーカーコード送信のシーケンスとして前
    記認証信号を送ることにより前記認証信号を送る前記ス
    テップを実行し、ここで１は前記上流フレームギャップ
    の１つが継続する期間に上記中央局モデムに到着するよ
    うに上流へのバーカーコードの送信を表現し、そして０
    は上流フレームが継続する期間にバーカーコードの送信
    がないことを表現し、前記微調整は前記バーカーコード
    の送信の時を指定するために前記送信フレームタイミン
    グ遅延値を使用することにより達成され、そして１を表
    現するバーカーコードが受信された上流フレームギャッ
    プの中央からいかに時間が離れているかを示す前記中央
    局モデムからのメッセージを受信し、そして前記上流フ
    レームギャップの中央に前記バーカーコードが正確に到
    着するように前記送信フレームタイミング遅延値を調整
    する請求項１に記載の方法。
  11. 【請求項１１】前記測距プロセスは、 測距送信を開始するための要求が受信された後前記中央
    局モデムから下流送信されたバーカーコードを受信し、
    そして受信フレームタイミング基準を設定し、そして前
    記送信フレームタイミング遅延値に関する第１の値を設
    定し、そして第１の電力レベルを選び、そして受信フレ
    ームタイミング基準に関して前記バーカーコードが送信
    される時を制御するために、前記送信フレームタイミン
    グ遅延に関し前記第１の値を使用する前記中央局モデム
    から受信されたものと同じバーカーコードの前記測距信
    号を送信し、 前記中央局モデムが上流フレームのギャップにバーカー
    コードが発見されたことを示しそして認証信号の送信を
    要求する前記中央局モデムから全ての遠隔局モデムへの
    メッセージ放送を聴取し、前記ギャップは各上流フレー
    ムの期間の間隔としてとして規定され、その間上流ペイ
    ロードデータは送信されず、 上流フレームのギャップにバーカーコードが発見された
    ことを示すメッセージが受信されない場合は、前記送信
    フレームタイミング遅延値を増加し、そして上流フレー
    ム期間に新しい送信フレームタイミング遅延値を使用す
    る他のバーカーコードを送信し、そして上流フレームの
    ギャップにバーカーコードが発見されなかったことを示
    す空のメッセージを聴取するプロセスを継続し、そして
    前記送信フレームタイミング遅延値を増加し、そして前
    記送信フレームタイミング遅延値が役にたたなくなる増
    加まで他のバーカーコードを送信し、そして前記送信フ
    レームタイミング遅延値を前記第１の値に再設定し、そ
    して前記電力レベルを増加し、そしてこの前記空のメッ
    セージを聴取する処理を継続し、前記送信フレームタイ
    ミング遅延値を増加し、そして他のバーカーコードを送
    り、そして上流フレームのギャップにバーカーコードが
    検出されたことを示す前記中央局モデムからのメッセー
    ジが受信されるまで前記電力レベルを増加し、 ギャップ内にバーカーコードが検出されたことを示すメ
    ッセージが受信された場合は、複数の上流フレーム認証
    間隔の継続期間にバーカーコード送信の独特の認証シー
    ケンスとしての前記認証信号を送信し、バーカーコード
    の送信を含む独特の前記認証シーケンスは、前記認証間
    隔におけるいくつかの上流フレームの期間であって、複
    数のフレームに関する前記認証間隔の期間に前記バーカ
    ーコードが送信される複数のフレームを有する他のフレ
    ームではない期間において、バーカーコードの送信を含
    み、ここで、ただ１つの遠隔局が測距送信を有する上流
    フレームのギャップに適合するような場合には前記バー
    カーコードは送信されず、バーカーコードが前記中央局
    モデムにより検出される場合の前記認証間隔が継続する
    上流フレーム内の前記ギャップの数は、前記認証間隔内
    の上流フレームのギャップの全数の正確に50％であり、
    前記認証間隔の期間中に50％以上がバーカーコードを有
    することが発見された状態は競合として指示され、その
    結果、前記中央局モデムは全ての遠隔局モデムに競合が
    発見されたことを示すメッセージを送信し、 競合が発見されたかどうかを示す前記中央局モデムから
    のメッセージを聴取し、そしてかかるメッセージが受信
    された場合には、測距を継続する決定が50％の確率で前
    記測距プロセスを継続するかどうかのランダム決定測距
    を実行し、 競合が存在しない場合には、どの遠隔局モデムが前記認
    証間隔の上流フレームの前記ギャップに適合したかを前
    記認証シーケンスから前記中央局モデムが決定した後に
    送信された前記中央局モデムからのメッセージを聴取
    し、前記メッセージは前記認証間隔の前記上流フレーム
    内の前記ギャップに適合した遠隔局モデムの同一性を示
    し、そして前記遠隔局の同一性と前記メッセージ内の前
    記同一性とを比較し、そして適合しない場合は微調整プ
    ロセスを実行し、ここで遠隔局は前記送信フレームタイ
    ミング遅延値を調整するためどれだけ多くそしてどの方
    向かに関する指示を与える前記中央局モデムからの下流
    メッセージを聴取し、その結果、前記送信フレームタイ
    ミング遅延値の前記調整がなされた後、前記遠隔局モデ
    ムからのバーカーコードの後の送信が、前記上流フレー
    ムのギャップの中心に正確に到達するように、前記遠隔
    局モデムからのバーカーコード送信は上流フレームの前
    記ギャップの期間に前記中央局モデムに到着する、ステ
    ップのシーケンスに従って、 各遠隔局モデムにおいて実行される請求項１に記載の方
    法。
  12. 【請求項１２】中央局モデム遅延ベクトルに変更が生じ
    たことを決定し、そしてどれだけの大きさで前記中央局
    モデム遅延ベクトルが変化したかを決定し、そして各遠
    隔局モデムにおいて前記送信フレームタイミング遅延値
    を、前記中央局モデム遅延ベクトルの変化と同じ量によ
    り、または前記測距プロセスを再び実行することによ
    り、変更するステップをさらに含む請求項11に記載の方
    法。
  13. 【請求項１３】１または２以上の第１の複数の隣接直交
    周期拡散コードにおけるいくつかの訓練データの送信を
    要求する前記中央局モデムからのメッセージを受信し、
    そして、複数フレームの期間において収斂が生じ、新し
    い上流均等化係数を発送する前記中央局モデムからのメ
    ッセージが受信されるまで、それに応答して前記訓練デ
    ータを送信し、そして、 最終の上流均等化係数を導くために、前記新しい上流均
    等化係数を前記遠隔局モデムの送信機の処理フィルタ内
    に現存する係数に畳み込み、そして前記最終の上流均等
    化係数を前記遠隔局モデムのプリコーダフィルタの係数
    として設定するステップを含む、 各前記遠隔局モデムにおいて実行される上流均等化プロ
    セスをさらに含む、請求項１または請求項11に記載の方
    法。
  14. 【請求項１４】１）前記遠隔局モデムの送信機のプリコ
    ーダフィルタに関する標準的なフィルタ係数を確定し、
    そして前記送信機に関する標準的な送信電力レベルを確
    定し、 ２）前記中央局モデムが、所定のコードに関しそして直
    交周期拡散コードの前記グループの各他の拡散コードに
    関して受信された信号と相関関係にある場合には、上流
    データの送信において全ての前記遠隔局モデムにおいて
    利用可能な直交周期拡散コードのグループの近似的に中
    間の所定の拡散コードによりバイナリ上流訓練データを
    送るために二極位相偏移キーイングを使用し、前記微調
    整プロセスが正確に行われた場合には、前記バイナリ上
    流訓練データは前記所定のコード上に現わるべきもので
    あり、そして前記微調整プロセスが正確に行われなかっ
    た場合は、前記バイナリ上流訓練データは直交周期拡散
    コードの前記グループの他のものに対する他の相関プロ
    セスの１つにおける出力において現われるものであり、 ３）前記遠隔局のフレーム同期化の品質が適切かどうか
    を示す前記中央局モデムからのメッセージを聴取し、そ
    して前記メッセージが前記訓練データが前記所定の拡散
    コードの相関から導かれなかったこと、および前記送信
    フレームタイミング遅延値に関する変更値を含まないこ
    とのいずれかを示す場合は前記微調整プロセスを再実行
    し、または前記メッセージが前記訓練コードがそこから
    現れる直交周期拡散コードの前記グループに対する前記
    受信されたデータの相関に関するいずれかの相関に基づ
    くような調整を含む場合は前記メッセージに含まれる調
    整に従って前記送信フレームタイミング遅延値を変更
    し、 ４）前記中央局モデムから受信された前記メッセージ
    に、電力レベルの変更指示または前記送信電力レベルを
    変更するための指示が含まれる場合は、新しい送信電力
    レベルを設定し、 ５）送信電力レベルおよびフレームの同期化が前記中央
    局モデムに受け入れ可能である程度を示す前記中央局モ
    デムからのメッセージが受信されるまでステップ２、３
    および４を繰り返し、 ６）前記遠隔局送信機の電力スケール増幅器のゲインを
    設定することにより電力調整プロセスを実行し、そして
    前記中央局モデムが前記訓練データの受信においてスラ
    イサ誤りを最小にするために適合ゲイン制御回路のゲイ
    ンに適合可能なように、前記二極位相偏移キーイング訓
    練データを前記所定の拡散コードを使用する前記訓練デ
    ータ拡散のスペクトルと共に複数の反復により前記中央
    局モデムに送信し、前記中央局モデムにおいてスライサ
    誤りを最小にする前記適合ゲイン制御回路の適切なゲイ
    ンレベルに収斂の後、スライサ誤りを最小にする前記ゲ
    インレベルを含むメッセージを受信し、そして前記ゲイ
    ンレベルを前記スケール増幅器のゲインとして設定す
    る、ステップを含む、各遠隔局モデムにおいて実行され
    る訓練プロセスをさらに含み、 ７）１または２以上の第１の複数の隣接直交周期拡散コ
    ードによりいくつかの訓練データの送信を要求する前記
    中央局モデムからのメッセージを受信し、そして収斂が
    生じそして新しい上流均等化係数を発送する前記中央局
    モデムからのメッセージが受信される迄、それに応答し
    て複数のフレーム期間において前記訓練データを送信
    し、そして ８）最終の上流均等化係数を導くために、前記新しい上
    流均等化係数を前記遠隔局モデムの送信機のプリコーダ
    フィルタ内に現存する係数に畳み込み、そして前記最終
    の上流均等化係数を前記遠隔局モデムの前記プリコーダ
    フィルタの係数として設定する、 ステップを含む上流均等化プロセスを実行し、そして ９）多重反復の直交周期拡散コードの前記グループの全
    てに関して前記中央局モデムにより送信された訓練デー
    タの下流送信を受信し、そして前記訓練データの受信に
    おけるスライサ誤りを最小にするために前記遠隔局モデ
    ムの受信機の第１の下流均等化フィルタ回路の係数を適
    用し、 10）前記第１の下流均等化フィルタ回路（830、765、82
    0）のフィルタ係数の収斂の達成により、第２の下流均
    等化回路（764）のタップ重さ係数として前記第１の下
    流均等化フィルタ係数の収斂したタップ重さ係数を設定
    し、そして前記第１の下流均等化フィル回路のタップ重
    さ係数を初期設定値に設定する、 ステップを含む下流均等化プロセスを実行する、 請求項11に記載の方法。
  15. 【請求項１５】ここで、前記、デジタル上流ペイロード
    データを受信するステップは、各遠隔局モデムにおける
    １または２以上の上流時分割多重データ（以後上流TDMA
    入力データという）のストリームの受信を含み、ここで
    Ｎ個のタイムスロットが前記上流TDMA入力データにおい
    て１つのフレームを含み、 そして、前記中央局モデムはフレームあたりＮ個のタイ
    ムスロットを有する時分割多重下流デジタルデータ（以
    後下流TDMA入力データという）のストリームを受信し、
    そして基準として前記中央局モデムへの前記下流TDMA入
    力データのフレーム境界を使用し中央局モデム下流フレ
    ーム境界を確定し、そして、前記中央局モデムは前記下
    流TDMA入力データのデータから前記遠隔局モデムへの送
    信のためにデータの下流フレームを形成し、そして各下
    流フレームは、各前記下流フレームの期間における前記
    下流フレーム境界に関する既知の時間に、前記遠隔局モ
    デムに中央局モデムフレーム境界タイミング基準信号
    （以下、下流フレーム基準という。）を送ることにより
    前記遠隔局モデムから前記中央局モデムへの上流フレー
    ム送信を同期化する手段を提供し、前記下流フレーム基
    準は、前記遠隔局モデムに既知である良好な相関特性を
    有するか、または下流ノイズが存在しても前記遠隔局モ
    デムにより容易に検出可能な信号の形式であるかのいず
    れかであり、そして、 各遠隔局モデムにおいて前記下流フレーム基準信号を検
    出し、そしてそれを前記下流フレームのフレーム境界を
    決定するために使用し、そして前記送信フレームタイミ
    ング遅延に関する基準を確定し、 そして、前記、Ｎ個の要素を有する１次元ベクトルを形
    成するステップは、各上流フレームの期間に送信される
    １または２以上の前記１次元ベクトルの形成を含み、各
    前記上流フレームはいずれの下流フレームとも時間的に
    同じ継続時間を有する、 請求項１に記載の方法。
  16. 【請求項１６】ここで、前記、デジタル上流ペイロード
    データを受信するステップは、各遠隔局モデムにおいて
    複数のタイムスロットを有するデータの時分割多重スト
    リームを受信することを含み、各タイムスロットは複数
    のビットを含み、そして、Ｎ個の要素を有する１次元ベ
    クトルを形成するステップは、 選択されたタイムスロットから前記ビットの一部を選択
    し、そして前記ビットを１または２以上の冗長ビットを
    加えるためにトレリス符号化し、そしてその結果のビッ
    トをＩ軸振幅を表現する第１の成分とＱ軸振幅を表現す
    る第２成分に分割し、そして前記第１の成分を第１の１
    次元ベクトルの０でない要素に記憶し、そして前記第２
    の成分を第２の１次元ベクトルの０でない要素に記憶
    し、 そして前記符号分割多重化を実行するステップは、第１
    および第２の結果ベクトル（図23B、409）を生成するた
    めに、同じ拡散コード行列（407）を使用して、前記第
    １および第２の１次元ベクトル上に個々に符号分割多重
    化を実行するステップを含み、 第１および第２の成形フィルタ（421、423）をそれぞれ
    使用して、前記第１および第２の結果ベクトルのデジタ
    ルデータをフィルタし、前記成形フィルタのそれぞれは
    ナイキスト基準を満たす伝達関数を有しそしてフィルタ
    されたデータのフーリエスペクトル分布のバンド幅を所
    定のバンド幅に制限し、前記成形フィルタの一方の伝達
    関数はヒルベルト変換であり、前記成形フィルタの他方
    の伝達関数は前記成形フィルタの一方からフィルタされ
    たデータ出力のフーリエスペクトル分布が他方の前記成
    形フィルタからフィルタされたデータ出力のフーリエス
    ペクトル分布と周波数領域において直交するものであ
    り、そして 第１の無線周波数搬送波の情報内容を生成するために前
    記第１の成形フィルタからフィルタされたデータ出力を
    使用し、前記第１の無線周波数搬送波と同じ周波数を有
    するが前記第１の無線周波数搬送波に対して90゜位相が
    シフトした第２の無線周波数搬送波の情報内容を制御す
    るために前記第２の成形フィルタからフィルタされたデ
    ータ出力を使用する、 ステップを含む請求項１に記載の方法。
  17. 【請求項１７】前記第１および第２の無線周波数搬送波
    は各前記遠隔局モデムから上流にケーブルテレビジョン
    システムのハイブリッドファイバ同軸ケーブル信号配布
    ネットワーク（以下HFCネットワークという。）を介し
    て前記中央局モデムに送信され、そして前記第１および
    第２の無線周波数搬送波の中心周波数が選択され、前記
    第１および第２の無線周波数搬送波のバンド幅は前記HF
    Cネットワークにおいて同時に放送されるケーブルテレ
    ビジョンプログラムチャネルの無線周波数搬送波信号と
    干渉しないように前記成形フィルタにより制限され、そ
    して前記１または２以上の遠隔局モデムから前記中央局
    モデムへの上流無線周波数搬送波送信の周波数または複
    数の周波数およびバンド幅は周波数分割多重を満足する
    ように前記中央局モデムから前記遠隔局モデムへの下流
    送信の周波数または複数の周波数およびバンド幅とは十
    分に相違し、そして前記中央局モデムから前記遠隔局モ
    デムへの下流送信の前記周波数または複数の周波数およ
    びバンド幅は前記中央局モデムから前記遠隔局モデムへ
    の前記下流送信もまたケーブルテレビジョンプログラム
    チャネルの前記無線周波数搬送波信号と干渉しないよう
    に選択される、 ステップを含む請求項16に記載の方法。
  18. 【請求項１８】各遠隔局モデムにおいて、前記、デジタ
    ル上流ペイロードデータを受信するステップは、時分割
    多重ストリームの各フレーム内にＮ個のタイムスロット
    を有する複数のタイムスロットを有するデータの時分割
    多重ストリーム（以下TDMA入力ストリームという。）の
    受信を含み、各タイムスロットは複数のビットを含み、 そしてＮ個の要素を有する１次元ベクトルを形成するス
    テップは、送信される各上流フレームのためにＭ個の１
    次元ベクトルを形成するステップを含み、ここでＭは２
    または３以上であり、そして各前記Ｍ個の１次元ベクト
    ルはＮ個の要素を有する第１のベクトルとＮ個の要素を
    有する第２のベクトルに分割され、各要素は数が前記TD
    MA入力ストリームの各フレームのＮ個のタイムスロット
    の１つに対応し、 前記Ｍ個の１次元ベクトルの第１の第１ベクトルに関す
    るゼロでない値を有する前記Ｎ個の要素の各々は、前記
    Ｍ個の１次元ベクトルの前記第１の第２のベクトルに関
    して対応して番号付けされたゼロでない要素を有し、前
    記ゼロでない要素の各々は選択されたタイムスロットか
    ら前記ビットの第１の部分を選択し、そして前記ビット
    の第１の部分を１または２以上の冗長ビットを加えるた
    めにトレリス符号化し、そしてその結果生じたトレリス
    符号化ビットをＩ軸振幅を表現する第１の成分とＱ軸振
    幅を表現する第２の成分に分割し、そして前記第１の成
    分を前記第１ベクトルの前記ゼロでない要素に記憶し、
    そして前記第２の成分を前記対応して番号付けされた前
    記第２ベクトルのゼロでない要素に記憶し、そして 前記Ｍ個の１次元ベクトルの第２の前記第１ベクトルに
    関するゼロでない値を有する前記Ｎ個の要素の各々は、
    前記Ｍ個の１次元ベクトルの前記第２の前記第２ベクト
    ルに関して対応して番号付けされたゼロでない要素を有
    し、前記ゼロでない要素の各々は前記選択されたタイム
    スロットから前記ビットの第２の部分を選択し、そして
    ビットの前記第２の部分を１または２以上の冗長ビット
    を加えるためにトレリス符号化し、そしてその結果生じ
    たトレリス符号化ビットをＩ軸振幅を表現する第１の成
    分とＱ軸振幅を表現する第２の成分に分割し、そして前
    記第１の成分を前記Ｍ個の１次元ベクトルの前記第２の
    前記第１ベクトルの前記ゼロでない要素に記憶し、そし
    て前記第２の成分を前記Ｍ個の１次元ベクトルの前記第
    ２の前記第２ベクトルの前記対応して番号付けされたゼ
    ロでない要素に記憶し、 そして前記符号分割多重化ステップを実行する前に、各
    前記上流フレームの前記Ｍ個の１次元ベクトルの各々を
    形成するプロセスを継続する、 請求項16に記載の方法。
  19. 【請求項１９】ここで、各遠隔局モデムにおいて、前
    記、デジタル上流ペイロードデータを受信するステップ
    は、上流ペイロードデータデータとしてフレーム当たり
    Ｎ個のタイムスロットを有する複数のフレームを有する
    時分割多重（以下TDMAという。）ストリームを受信する
    ステップを含み、各タイムスロットは複数のビットを含
    み、 そして、ここで、前記、Ｎ個の要素を有する１次元ベク
    トルを形成するステップは、３個の１次元ベクトルの形
    成を含み、各々はＮ個の要素を含み、前記３個の１次元
    ベクトルの各々の各要素は１つの拡散コードに対応し、
    そして前記３個の１次元ベクトルの各々の各要素は上流
    送信のために前記遠隔局モデムに割り当てられたゼロで
    ない値を有する１または２以上の拡散コードに対応し、
    そして全ての他の要素はゼロの値を有し、前記ゼロでな
    い値を有する要素の各々は上流バーストノイズに打ち勝
    つことを助けるためビットをタイムスロットからインタ
    ーリーブするようにタイムスロットから選択された前記
    複数のビットの一部を有する複数のビットのみを含む、 請求項１に記載の方法。
  20. 【請求項２０】前記中央局モデムにおける前記ビットの
    受信において誤り検出の目的で１つまたはそれ以上の冗
    長ビットを加えるために上流フレームについての前記３
    個の１次元ベクトルの前記ゼロでない要素の各々の前記
    複数のビットをトレリス符号化するステップをさらに含
    む、 請求項19に記載の方法。
  21. 【請求項２１】下流メッセージにおいて特定される上流
    フレームに関して特定の拡散コードを割り当てる下流メ
    ッセージを受信するステップをさらに含み、そして少な
    くとも１つがゼロでない値を有するＮ個の要素を有する
    １次元ベクトルを形成するステップは、前記特定の上流
    フレームの期間に送られるであろう１次元ベクトルの要
    素の形成を含み、前記上流ペイロードデータのビットを
    使用する前記下流メッセージにおいて指示された１また
    は２以上の拡散コードに対応する前記１次元ベクトルの
    要素を形成し、そのため前記要素はゼロでない値を持ち
    そして前記１次元ベクトルの他の全ての要素は割り当て
    られた拡散コードまたはゼロ値を有するコードに対応し
    ない、 請求項１に記載の方法。
  22. 【請求項２２】遠隔局モデムが一時的にそこに割り当て
    られた上流チャネルを必要とする場合、または常に前記
    遠隔局モデムに単に予約された上流チャネルを必要とす
    る場合、または大量のデータを処理するために前記遠隔
    局モデムに現在割り当てられているよりもより多くの上
    流チャネルを必要とする場合、要求する遠隔局モデムと
    して要求を行う遠隔局モデムを確認する管理および制御
    メッセージを前記中央局モデムに送信し、そして必要と
    されるチャネル割り当てを記述するバンド幅要求を行
    い、ここで複数の前記遠隔局モデムは要求する遠隔局モ
    デムとなることができ、 前記中央局モデムが前記要求する遠隔局モデムへ上流チ
    ャネル割り当てを行ない、そして前記要求する遠隔局モ
    デムによる送信のための特定の拡散コードおよび上流チ
    ャネル周波数を許可する下流メッセージを前記要求する
    遠隔局モデムに送信した後、前記要求する遠隔局モデム
    において前記下流メッセージを受信し、そしてそのうち
    の少なくとも１つがゼロでない値を有するＮ個の要素を
    有する１次元ベクトルを形成するプロセスを制御するた
    めに前記拡散コード割り当てを使用し、このため前記下
    流メッセージにおいて前記要求する遠隔局モデムに割り
    当てられた拡散コードを含む前記拡散コード行列の一部
    に指標が対応する前記１次元ベクトルの１または２以上
    の要素はゼロの値を持たず、そして前記遠隔局モデムは
    前記１または２以上の無線周波数搬送波の周波数を制御
    するためにチャネルを割り当てる前記下流メッセージの
    情報を使用する、 ステップをさらに含む請求項１に記載の方法。
  23. 【請求項２３】粗いフレーム同期化を達成する前記測距
    プロセスの後に実行される訓練プロセスをさらに含み、
    前記訓練プロセスは、 訓練のために使用されそして前記中央局モデムにおいて
    訓練のために使用されていると知られている複数の所定
    の直交隣接周期拡散コードにおける所定の拡散コードを
    取り入れることにより各前記遠隔局モデムの前記フレー
    ム同期化の質を確認し、そして前記フレーム同期化を達
    成するための前記測距プロセスにより決定された前記送
    信フレームタイミング遅延を使用するいずれかの訓練デ
    ータを送信し、そして前記訓練データのスペクトルを拡
    散するために前記所定の拡散コードを使用し、そして前
    記訓練データを変調するために二極位相偏移キーイング
    を使用し、 前記中央局モデムにおいて、前記訓練プロセスのために
    使用される前記複数の所定の直交隣接周期拡散コードの
    各々に対する前記訓練データを含む受信された信号を相
    関させ、そして、前記所定の拡散コードに対して相関さ
    れた場合に、または前記訓練プロセスのために使用され
    る前記複数の所定の直交隣接周期拡散コードの他の拡散
    コードの１つに対して相関された場合に、前記所定の訓
    練データが正確にデマルチプレックスされたかどうかを
    決定し、そして前記所定の拡散コード以外の訓練のため
    に使用される前記複数の所定の直交隣接周期拡散コード
    の１つに対して相関された場合に、前記訓練データが正
    確にデマルチプレックスされたかどうかを決定し、続い
    て、前記所定の訓練データの正確な受信を導く訓練のた
    めに使用される前記複数の所定の直交隣接周期拡散コー
    ドに関し前記拡散コードのどれかを決定することにより
    正確なフレーム同期を達成するために、前記送信フレー
    ムタイミング遅延が正確な値からどれだけのチップ時間
    離れているかを決定し、そして、正確なフレーム同期化
    を達成するように、前記訓練データを送信した前記遠隔
    局に、チップ時間の大きさと送信フレームタイミング遅
    延値を調整するための方向を示すメッセージを送り、そ
    して 前記遠隔局モデムにおいて、その送信フレームタイミン
    グ遅延値をどのように調整するかを示す前記下流メッセ
    ージを受信し、前記メッセージの情報に従って前記送信
    フレームタイミング遅延値を調整し、前記所定の訓練デ
    ータを再送信し、そして正確なフレーム同期化が達成さ
    れるまで上記記載のプロセスを繰り返す、 ステップを含む請求項１に記載の方法。
  24. 【請求項２４】各前記遠隔局モデムのフレーム同期化を
    維持するため前記測距プロセスを実行するステップは周
    期的に実行される請求項１に記載の方法。
  25. 【請求項２５】各遠隔局モデムが前記中央局モデムによ
    り設定された電力により送信するようにフレーム同期化
    の達成の後に電力調整プロセスを実行するステップをさ
    らに含む請求項１に記載の方法。
  26. 【請求項２６】前記中央局モデムに対し各遠隔局モデム
    の送信が他の遠隔局モデムからの送信とほぼ同じ電力レ
    ベルで到着するように各遠隔局モデムが電力を送信する
    ように、フレーム同期化の達成の後に電力調整プロセス
    を実行するステップをさらに含み、 前記電力調整プロセスは、 遠隔局送信機のゲインを名目値に設定し、そして訓練デ
    ータを訓練に使用される所定の直交拡散コードにより繰
    り返し送信し、そして前記中央局モデムの符号分割多重
    受信機のゲインレベルを所定の拡散コードにより拡散さ
    れた送信を受信するために使用されるゲインの値を記憶
    したメモリ位置から導かれたゲインレベルに設定し、そ
    して、前記中央局モデムにおいて、前記送信された訓練
    データの各繰り返しを受信し、そして最終的ゲインレベ
    ルが受信誤りが最小になるようになるまで、前記訓練デ
    ータの送信の複数の繰り返しにより前記受信機のゲイン
    レベルを適合させ、そして前記最終ゲインレベルを読み
    取り、そして前記最終ゲインレベルを下流メッセージに
    より前記訓練データを送信した前記遠隔局送信機に送信
    し、そして前記中央局モデム受信機のゲインレベルを前
    記遠隔局送信機において先に設定された前記名目値に設
    定し、そして、前記訓練データを送信した前記遠隔局モ
    デムにおいて前記下流メッセージを受信し、そして後の
    上流送信のため前記遠隔局モデムの前記送信機のゲイン
    レベルを変化させるために前記ゲインレベルを使用す
    る、 ステップを含む請求項１に記載の方法。
  27. 【請求項２７】訓練のために使用された複数の所定の直
    交隣接周期拡散コードにより拡散されそして前記中央局
    モデムにおいて知られている前記訓練データのスペクト
    ルを有する訓練データの前記中央局モデムへ送信を複数
    の繰り返しにより要求する前記中央局モデムからのメッ
    セージを受信し、そして要求された場合に前記訓練デー
    タを送信することにより対応し、 前記中央局モデムの符号分割多重受信機により複数の繰
    り返しによって訓練データ送信の前記繰り返しを受信
    し、そしてその係数が受信誤りを最小化する最終のタッ
    プ重み付け係数のレベルに収斂するまで、デジタルフィ
    ルタ均等化回路のタップ重み付け係数を調整し、 前記最終のタップ重み付け係数を下流メッセージにより
    前記訓練データを送信した前記遠隔局モデムに送り、 前記訓練データを送信した前記遠隔局モデムの上流送信
    機のプリコーダフィルタの現在のタップ重み付け係数と
    共に前記中央局モデムから受信された前記最終のタップ
    重み付け係数を畳み込むことにより、前記遠隔局送信機
    のために新しいタップ重み付け係数を導くため、前記最
    終のタップ重み付け係数を使用し、前記現在のタップ重
    み付け係数は、前記訓練データを送信した前記遠隔局モ
    デムの送信機からの、訓練データの前記上流送信をフィ
    ルタするために使用される、前記プリコーダフィルタの
    タップ重み付け係数である、 前記遠隔局モデムの各々のために個々に形成された上流
    均等化プロセスをさらに含む請求項26に記載の方法。
  28. 【請求項２８】複数回の繰り返しにより、前記遠隔局モ
    デムにおいて知られている各複数の隣接直交周期拡散コ
    ードと同時に使用する均等化訓練データ拡散のスペクト
    ルと共に、均等化訓練データを前記中央局モデムから全
    ての遠隔局モデムに同時に送信し、そして、二極位相偏
    移キーイングを使用して前記送信を変調し、 各前記遠隔局モデムにおいて、前記均等化訓練データ送
    信を受信し、そして前記均等化訓練データのスペクトル
    を逆拡散することにより生成された逆拡散されたシンボ
    ルを受信するために接続された遠隔局モデムの受信機の
    第１デジタル均等化FFEフィルタ（図34の765）およびス
    ライサ回路（800）に接続されている第１デジタル均等
    化DFEフィルタ（図34の820）による前記均等化訓練デー
    タの複数の繰り返しを経て、最終タップ重み付け係数が
    前記スライサによる最小化された受信誤りに達するま
    で、タップ重み付け係数を適用し、 前記第1FFEフィルタおよび前記第1DFEフィルタの前記最
    終タップ重み付け係数を、前記遠隔局受信機の第2FFEフ
    ィルタおよび第2DFEフィルタのタップ重み付け係数とし
    てそれぞれ使用し、前記第2FFEフィルタおよび第2DFEフ
    ィルタ（764）は受信された均等化訓練データをそれら
    を逆拡散する前にフィルタするために接続されており、
    そして下流ペイロードデータが受信された場合にこれら
    のタップ重み付け係数がさらに収斂することが可能とな
    るように、前記第1FFEフィルタおよび第1DFEフィルタの
    タップ重み付け係数を初期値に設定する、 ステップを含む下流均等化プロセスをさらに含む、請求
    項27に記載の方法。
  29. 【請求項２９】前記測距するプロセスは、 （１）各遠隔局モデムにおいて、前記中央局モデムによ
    って送信された各下流フレームにおける下流フレームギ
    ャップが起こる時間を検出し、前記下流フレームギャッ
    プは各下流フレームにおけるペイロードデータが送信さ
    れない期間の間隔として規定され、前記検出は、各下流
    フレームに関する受信フレームタイミング基準を設定す
    るために、各前記下流フレームギャップの期間に全ての
    遠隔局に送信されたバーカーコード信号を検出すること
    により実行され、そして前記バーカーコードからマスタ
    チップクロックを再生し、そして前記遠隔局モデムの局
    部チップクロック信号を前記マスタチップクロックに同
    期化し、その後前記局部チップクロックを全ての下流送
    信のために使用し、 （２）フレーム同期化がまだ達成されていない各遠隔局
    モデムにおいて、前記送信フレームタイミング遅延に関
    する初期値を設定し、そして前記中央局モデムからのバ
    ーカーコードの到着時間と前記中央局モデムへの測距信
    号の送信の間に前記送信フレームタイミング遅延を配置
    し、 （３）各上流フレームの上流フレームギャップを検出す
    るために前記中央局モデムにおいて実行されているプロ
    セスの状態を示す前記中央局モデムからの管理および制
    御メッセージを受信し、前記上流フレームギャップは各
    上流フレームにおいて上流ペイロードデータが送信され
    ない期間の間隔として規定され、そして前記メッセージ
    の内容から前記中央局モデムが上流フレームギャップの
    期間に測距信号を検出したかどうかを決定し、検出しな
    い場合は前記送信フレームタイミング遅延に関し新しい
    値を設定し、 （４）前記中央局モデムにより上流フレームギャップの
    期間に少なくとも１つの測距信号が検出されたことを示
    す管理および制御メッセージが受信されるまで、ステッ
    プ１から３を反復し、そしてそれらの測距プロセスを実
    行している全ての遠隔局モデムがそれらの認証シーケン
    スを送信することを要求し、 （５）前記遠隔局モデムに対し独特の認証シーケンスを
    送信し、前記認証シーケンスは連続的であることを必要
    としない前記上流フレームギャップの独特のシーケンス
    の期間に送信されたm/2個の測距信号を含み、上流フレ
    ームギャップの前記独特のシーケンスは認証間隔のｍ個
    の連続的な上流フレームギャップのいずれかにあり、こ
    こでｍは偶数であり、 （６）上流フレームギャップにおいてm/2個より多く測
    距信号が検出され、それにより衝突が起こったかどう
    か、または認証シーケンスを送信した遠隔局モデムの認
    証シーケンスからの確認のいずれかを示す、前記中央局
    モデムからの下流メッセージを受信し、そして、前記メ
    ッセージが衝突が起こったことを示す場合には、前記測
    距プロセスを継続するかまたはしないかの決定するため
    にランダム決定プロセスを含む衝突解決プロトコルを実
    行し、そして前記メッセージが衝突が起こらなかったこ
    とを示しそして遠隔局モデムの確認のコードを含む場合
    には、前記確認のコードが前記遠隔局モデムの確認のコ
    ードかどうかを決定し、 （７）受信された確認のコードが前記遠隔局モデムの確
    認のコードに適合する場合には、前記送信フレームタイ
    ミング遅延を、前記変更された送信フレームタイミング
    遅延値と共に送信される測距信号が上流フレームギャッ
    プの所定の期間に正確に到着するようにする値に変更す
    るために、微調整測距プロセスを実行する、 請求項１に記載の方法。
  30. 【請求項３０】ステップ６はさらに、 （８）測距を継続する決定がなされる各遠隔局モデムに
    ついて、前記遠隔局モデムに前記独特に前記認証シーケ
    ンスを再送信し、 （９）前記中央局モデムから他の衝突が起こったかどう
    かを示すメッセージを受信し、そして他の衝突が起こっ
    た場合には、衝突が起こらなかったことを示しそして上
    流フレームギャップ測距信号が発見された遠隔局コード
    の確認のコードを含むメッセージが受信されるまで、ス
    テップ６、８および９を反復して実行し、そしてステッ
    プ７を実行し、 （10）前記認証シーケンスの送信の後に受信された前記
    管理および制御メッセージが上流フレームギャップの期
    間に測距信号が発見されなかったことを示す場合、前記
    衝突解決プロトコルを再実行し、そして上流フレームギ
    ャップに単一の遠隔局モデムの測距信号が発見され、そ
    して上流フレームギャップの所定の位置に到着するよう
    に前記遠隔局モデムの送信フレームタイミング遅延が微
    調整されるまで、またはフレーム同期化を達成すること
    なしに所定の繰り返し数が実行されるまで、前記測距プ
    ロセスを再実行し、 （11）フレーム同期化を達成することなしに前記所定数
    を超える繰り返しが実行された場合、前記測距信号の送
    信の電力レベルを増加し、そして、単に単一の遠隔局モ
    デムの測距信号が前記中央局モデムにより監視される上
    流フレームギャップに発見されそして遠隔局モデムの送
    信フレームタイミング遅延値が微調整されるまで、そし
    て全ての遠隔局モデムのフレーム同期化が達成されそし
    てそれらの送信フレームタイミング遅延値が微調整され
    るまで、１から11のステップを繰り返す、 ステップを含む請求項29に記載の方法。
  31. 【請求項３１】同期符号分割多重上流送信を複数の遠隔
    局モデムに割り当てられた送信媒体を介して中央局モデ
    ムに送信する遠隔局モデム送信機であって、 反復プロセスにより各遠隔局モデムの送信フレームタイ
    ミング遅延（Td）に関する値が決定される測距プロセス
    を形成する手段（405、400、499）と、前記反復プロセ
    スは各反復のために前記送信フレームタイミング遅延に
    関する新しい値を設定し、そして測距信号を送信し、そ
    して前記遠隔局モデムにより何時前記遠隔局モデムがフ
    レーム同期化を達成したかを決定するために使用される
    前記中央局モデムからの下流メッセージデータを受信す
    るのを待つステップを含み、前記送信フレームタイミン
    グ遅延は前記測距信号の送信のタイミングを制御するた
    めに各遠隔局モデムにおいて使用され、そして上流ペイ
    ロードデータの送信のタイミングを制御するためのフレ
    ーム同期化を達成した後、前記フレーム同期化は、異な
    る遠隔局により送信される全ての前記上流フレームが前
    記中央局モデムにそれらのフレーム境界が時間的に調整
    され到着するように、各遠隔局モデムからの上流送信を
    行なう遠隔局モデムにより決定される送信フレームタイ
    ミング遅延値を使用して時間が定められる各送信を伴
    う、複数の遠隔局モデムからのペイロードデータまたは
    他のデータの上流フレームの送信として規定され、 各前記遠隔局モデムにおいてデジタル上流ペイロードデ
    ータを受信する手段（400）と、ここで前記中央局モデ
    ムへ送信のための前記上流ペイロードデータは１つまた
    は２以上の上流フレームであり、 １または２以上の割り当てられた拡散コードを使用して
    上流フレームの送信の許諾がなされた前記遠隔局モデム
    （254、256）のそれぞれにおいて、少なくともその中の
    １つはゼロでない値を有するＮ個の要素を有する１次元
    ベクトルを形成する（400、503、507、402、1078、108
    0、1076）ための手段と、前記１次元ベクトルの各要素
    はコードブックとして参照される拡散コードの集合の中
    の１つの拡散コードに対応し、前記１次元ベクトルの前
    記要素は前記遠隔局モデムに上流送信のために割り当て
    られた前記１または２以上の拡散コードを含む拡散コー
    ド行列の一部に対応するゼロでない値を有し、そして前
    記１次元ベクトルの前記Ｎ個の要素のうち他の全てはゼ
    ロの値を有し、前記１次ベクトルを形成する前記ステッ
    プは前記上流ペイロードデータから異なるビットのグル
    ープを選択し、そして前記選択されたビットをゼロでな
    い値を有する前記１次元ベクトルの前記要素に配置する
    ことにより達成され、前記形成は少なくともいくつかの
    前記１次元ベクトルのゼロでない要素に挿入された既知
    のプリアンブルデータを有する上流フレームについて少
    なくとも１つの前記１次元ベクトルを生成し、なお、前
    記プリアンブルデータは前記上流ペイロードデータのい
    ずれかが受信される前に前記中央局モデムにより受信さ
    れそして処理されるものであり、 割り当てられた上流チャネルを有しそして前記１次元ベ
    クトルを形成した各前記遠隔局モデムにおいて各前記１
    次元ベクトル（Ｂ）とＮ個の直交周期拡散コードを含む
    コード行列（Ｃ）との行列積算を実行することにより符
    号分割多重を形成する手段（408）と、なお各コードは
    Ｎ個の要素を含みそして１つの上流チャネルの信号のス
    ペクトルを拡散するために使用され、各上流チャネルは
    そこに割り当てられた少なくとも１つの前記拡散コード
    を有する上流送信のために割り当てられ、前記行列積算
    の結果Ｎ個の要素が生成され、スペクトル拡散結果ベク
    トル（Ｒ）は前記結果ベクトルの各要素の位置に送信の
    ためのチップを含み、 前記結果ベクトルが計算された各前記遠隔局モデムにお
    いて、１または２以上の無線周波数搬送波の情報内容を
    生成しそして前記送信媒体を経由して１または２以上の
    搬送波を上流に前記中央局モデムに送信するために前記
    結果ベクトルのＮ個のチップを使用する手段（410）
    と、 を含む送信機。
  32. 【請求項３２】同期符号分割多重上流送信を中央局モデ
    ムに複数の遠隔局に割り当てられた送信媒体を経由して
    送信する遠隔局モデム送信機サブシステムであって、 上流ペイロードデータを受信する入力（399）と出力（3
    60）とを有し、そして送信フレームタイミング遅延値を
    受信する入力（499）を有するフレーマ回路（400）と、
    なお前記フレーマ回路は各フレームの期間における上流
    送信のために上流ペイロードデータを複数のシンボルの
    ゼロでない値を有する選択された要素にインターリーブ
    する回路として規定され、各シンボルはＮ個の要素を有
    する１次元ベクトルを含み、ここで前記１次元ベクトル
    の要素のみが、ゼロでない値を有する上流送信のために
    前記遠隔局モデムに割り当てられた拡散コードが記憶さ
    れる拡散コード２次元コード行列のインデクスに対応す
    るインデクスを有し、 前記シンボルの各々の各要素のトレリス符号化および各
    トレリス符号化要素を直交振幅変調配列の位置に配置さ
    れる複素数に変換するために前記フレーマ回路の前記出
    力に接続されたトレリスエンコーダ（402）と、なお前
    記トレリスエンコーダは出力（1068A、1070A）を有し、
    それによって各前記シンボルの１次元ベクトルをＩ軸に
    沿った振幅を規定するＮ個の要素および直交するＱ軸に
    沿った対応する振幅を規定するＮ個の要素を有する複素
    数１次元ベクトルに変換し、 前記トレリスエンコーダの出力に接続された第１入力を
    有しそして既知のプリアンブルデータを受信するために
    接続された第２入力（1078、1080）を有し、そして出力
    （1068B、1070B）を有し、そしてスイッチング制御信号
    を受信するための制御入力（1074）を有するマルチプレ
    クサ（1076）と、なお前記スイッチング制御信号は前記
    マルチプレクサが前記トレリスエンコーダにより生成さ
    れた直交振幅変調配列位置に関する前記複素数１次元ベ
    クトルをまたは前記既知のプリアンブルデータを前記出
    力に提供するかどうかを制御し、 上流フレームの期間において送信されるべき各前記シン
    ボルに関する複素数１次元ベクトルとして前記入力にお
    いて受信されたデータを記憶するために、前記マルチプ
    レクサ（1076）の前記出力に接続された入力を有するメ
    モリ（406）と、 前記メモリに記憶された前記１次元ベクトルを受信する
    ための入力を有し、そして特定の上流フレームの期間に
    おいて各前記複素数１次元ベクトルのスペクトルを上流
    送信のために割り当てられた拡散コードを使用して拡散
    するために、各前記複素数１次元ベクトルをチップクロ
    ックのレートでＮ×Ｎコード行列に行列積算するように
    機能する直交マルチプレクサと、なお前記直交マルチプ
    レクサは各前記複素数１次元ベクトル出力に関し複素数
    １次元結果ベクトルを発生する出力を有し、 各複素数１次元ベクトル入力に関して前記直交マルチプ
    レクサにより生成された前記複素数１次元結果ベクトル
    を受信するために接続され、そして直交振幅変調信号の
    第１および第２の無線周波数搬送波内に情報内容を生成
    するために前記結果ベクトルを使用する変調器と、 を含む送信機サブシステム。
  33. 【請求項３３】ここで前記変調器は、 前記遠隔局モデムと中央局モデム間の上流チャネルを均
    等化するために設定されたタップ重み付け係数を有し、
    そして出力を有する、デジタルプリコード均等化フィル
    タ（563）と、 前記プリコード均等化フィルタによりフィルタされたデ
    ータ出力を受信するために接続される入力を有し、前記
    データをスケーリングファクタにより積算するスケール
    増幅器（564）と、 双方ともナイキスト条件を満足するように選択され、一
    方が伝達関数がヒルベルト変換である伝達関数を有し他
    方が前記スケール増幅器によるデータ出力をフィルタす
    るフィルタ特性を有し、そして選択された中央周波数と
    バンド幅とを有する所定の通過帯域でフィルタされる前
    記データのバンド幅を限定する第１および第２デジタル
    成形フィルタと、 を含む請求項32記載の送信機サブシステム。
  34. 【請求項３４】前記中央局モデムから下流メッセージお
    よびデータを受信する受信機と、そして、 前記受信機から下流メッセージデータを受信するために
    接続され、そして前記送信フレームタイミング遅延を提
    供するために少なくとも前記フレーマ回路に接続され、
    そして中央局モデムからフレーム同期が達成されたこと
    を示すメッセージが受信されるまで、前記送信フレーム
    タイミング遅延に関する異なる値のそして異なる電力レ
    ベルの測距信号を反復して送信することによりフレーム
    同期化を達成するために前記送信フレームタイミング遅
    延値を測距プロセスに従って変更し、特定の遠隔局モデ
    ムに関するフレーム同期化が定められ上流フレームの送
    信は前記送信フレームタイミング遅延に関する値により
    タイミングが制御され、その結果、前記遠隔局モデムに
    よって送信される全てのフレームはそれらのフレーム境
    界が他の遠隔局により送信される上流フレームのフレー
    ム境界と時間的に調整されて前記中央局モデムに到着す
    るようにプログラムされるコンピュータと、 なお、前記コンピュータはさらに前記既知のプリアンブ
    ルデータが、フレーム同期化の達成の後であっていずれ
    かのペイロードデータが送信される前に送信されるよう
    に、前記マルチプレクサ（1076）のスイッチングを制御
    するためにプログラムされる、 請求項33記載の送信機サブシステム。
  35. 【請求項３５】測距プロセスの期間において測距信号の
    送信および測距信号の認証シーケンスを制御する前記コ
    ンピュータから測距データを受信するために接続され、
    そして出力（560I、560R）を有する測距回路（510）
    と、 前記直交マルチプレクサから前記複素数１次元結果ベク
    トルを受信するために接続された第１の入力を有し、前
    記測距回路の前記出力に接続された第２の入力を有し、
    そして前記デジタルプリコード均等化フィルタにデータ
    を入力するために接続された出力を有し、前記コンピュ
    ータに接続されたスイッチング制御入力を有する第２マ
    ルチプレクサ（556、図28A）とをさらに含み、 前記コンピュータは、前記第２の入力の測距データを前
    記プリコードフィルタに結合し、測距プロセスの期間に
    おいて測距信号を送信し、そしてフレーム同期化が達成
    された後プリアンブルデータおよびペイロードデータを
    送信するように、前記第２のマルチプレクサのスイッチ
    ングを制御するためにプログラムされている請求項34記
    載の送信機サブシステム。
  36. 【請求項３６】前記フレーマ回路からの前記出力を受信
    し、そして前記データをホワイトノイズに似せるため
    に、シードに従って前記フレーマ回路により出力された
    データを擬似乱数的にスクランブルするため接続された
    スクランブラ回路（524、525）をさらに含み、しかし前
    記フレーマ回路により出力された前記データは前記中央
    局モデムにおいて同じシードを使用し元の様態に戻すこ
    とを可能とする請求項35記載の送信機サブシステム。
  37. 【請求項３７】所定の数の上流への管理および制御チャ
    ネルの１つへのアクセスを取得し、それ自身を確認し、
    前記中央局モデムにバンド幅を要求するメッセージを送
    るため所定のプロトコルを実行するためのアクセスチャ
    ネル手段（540、544）をさらに含む請求項36記載の送信
    機サブシステム。
  38. 【請求項３８】中央局モデムから送信された下流データ
    およびメッセージを受信するための下流受信機をさらに
    含む請求項32記載の送信機サブシステム。
  39. 【請求項３９】前記中央局モデムから送信されたマスタ
    搬送波信号を再生しそして局部発信信号（427）を前記
    マスタ搬送波信号に同期化する搬送波再生回（515）
    と、 無線周波数信号を受信するために前記割り当てられた送
    信媒体に接続され、そしてそれらを搬送波回再生路から
    受信された前記同期化された局部発振器信号を使用して
    復調する復調器（460）と、 前記復調器からの復調された出力信号を受信するために
    接続され、そしてその期間にはペイロードデータは下流
    に送信されない全ての下流フレームにおけるギャップの
    期間中に前記中央局受信機から送信されたバーカーコー
    ドを検出するために機能し、そして前記バーカーコード
    により符号化されたマスタチップクロックを再生し、少
    なくとも局部チップクロックおよび局部フレームクロッ
    クを前記マスターチップクロック信号に同期化するため
    の、そして各前記バーカーコードの受信に同期した受信
    フレームタイミング基準（1031）確立するためのフレー
    ム検出器およびタイムベース回路（513、1030、886）
    と、なお、前記受信フレームタイミング基準は測距に使
    用するために前記送信機サブシステム供給され、そして
    前記局部チップクロックおよび局部フレームクロックは
    そこで実行されているプロセスに同期化するために前記
    送信機サブシステム供給され、 前記復調器により復調された信号出力を受信するために
    接続され、そして受信されたシンボルを生成するために
    受信されたチップ信号のスペクトルを逆拡散するように
    機能する直交デマルチプレクサ（462）と 各シンボルに送信されたデータを決定し、均等化フィル
    タタップ重み付け適合およびプリカーサとポストカーサ
    の符号間干渉を減少させるための均等化フィルタリング
    を提供し、スライサ誤り信号（517、806、782）を提供
    し、搬送波再生およびチップクロック再生および同期化
    プロセスの処理を助け、そして同期化の継続を助けるス
    ライサ手段（466、800、820、830、832、767、765）
    と、 前記スライサ手段からの出力信号を受信するために接続
    され、そして受信されたシンボルおよび冗長ビットまた
    は各シンボル内に符号化されたビットから、どのデータ
    ビットが各シンボルと共に送信されたかを決定し、そし
    て前記データビットを下流データとして出力するビタビ
    デコーダと、 を有する下流受信機サブシステムをさらに含む請求項32
    記載の装置。
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